книги / Проектирование дискретных устройств автоматики

алгоритмов и т. п. Наиболее характерными являются следующие три\типа ММУС:

1'. Реализация каждого АФБ в отдельном микропроцессорном модуле (рис. 7.6,а). Такой принцип реализации целесообразен в тех Случаях, когда используются малопроизводительные МПМ или когда частные алгоритмы являются достаточно сложными.

2.1 Реализация в одном микропроцессорном модуле всех АФБ однохЪ типа (рис. 7.6,6). В этом случае каждый МПМ является специализированным для решения одной задачи (выполнения од­ ного растного алгоритма) и функционирует в режиме разделения времени с числом мест пользования его ресурсами, равным чис­ лу АФБ одного соответствующего типа. Данный принцип реали­ зации часто оказывается достаточно эффективным даже при низ­ ком использовании микропроцессорного модуля, так как в этом случае в модуле хранится только одна программа, а устройства обмена между МПМ и ЦУУ оказываются наиболее простыми. Наи­ более эффективен этот принцип реализации в тех случаях, когда

вОУ выполняется большое число процессов каждого из типов.

3.Реализация в одном микропроцессорном модуле всех АФБ (рис. 7.6,в). В этом случае ММУС состоит из двух МПМ, один

из которых (ЦУУ) является главным, а второй — вспомогатель­ ным, часто называемым периферийным, так как он приближен к ОУ. Этот принцип целесообразен, когда ОУ является сосредото­ ченным, а производительность МПМ обеспечивает реализацию всех АФБ. Другой, более простой метод построения децентрализо­ ванной ММУС описан в [2].

7.4. Метод построения структуры управляющей сети микропроцессоров

Как отмечалось ранее, перспективным принципом построения распределенной ММУС является управляющая сеть микропроцес­ соров, в которой алгоритм функционирования системы управле­ ния, представленный в виде композиции частных алгоритмов и реализуемый в виде программ, распределен по отдельным ФМПМ сети'микропроцессоров без выделения ЦУУ для координации ра­ боты ФМПМ.

В ФМПМ сети МП программы, как правило, хранятся в по­ стоянных или полупостоянных запоминающих устройствах, тогда как данные, характеризующие состояние одного или нескольких БОУ, управляющих воздействий, а также различного рода про­ межуточных результатов хранятся в оперативных запоминающих устройствах ФМПМ. В процессе функционирования распределен­ ной ММУС, представленной в виде управляющей сети МП, меж­ ду ФМПМ происходит обмен этими данными. Кроме того, вооб­ ще говоря, не исключается и возможность обмена программами между ФМПМ. '

Таким образом, возникают потоки данных между ФМПМ уп­ равляющей сети МП, передаваемые по каналам сети связи МП.

Будем говорить, что ФМПМ{ связан с ФМПМ;, если между ними в процессе функционирования ММУС существует поток сообще­ ний с интенсивностью Я«>-0.

В распределенных ММУС на сеть связи МП падает значитель­ ная доля стоимости всей ММУС. В связи с этим одной из первых задач, возникающих при проектировании такой ММУС, являет­ ся задача минимизации обмена сообщениями между ФМПМ. При этом минимизируется нагрузка, поступающая в сеть овязи ])Щ, а следовательно, последняя становится менее сложной, улучшают­ ся ее стоимостные показатели.

В настоящее время имеется ряд методов решения задачи ми­ нимизации нагрузки на сети МП, один из которых изложен в [26]. Если программы распределены по ФМПМ, можно определить тя­ готения между каждой парой ФМПМ. Эти тяготения являются ис­ ходными данными для построения сети связи МП. Построение се­ ти связи МП удобно представить в виде трех этапов.

На первом этапе выбирается необходимое число коммутаци­ онных микропроцессорных модулей КМПМ, к которым подклю­ чаются ФМПМ. При выборе следует стремиться к тому, чтобы обмен информацией между каждой парой ФМПМ осуществлялся как можно через меньшее число КМПМ. В случае минимального числа транзитных КМПМ задержка передаваемых между ФМПМ

При этом нагрузка на сеть связи КМПМ будет также минималь­ ной. Легко понять, что в частном случае, когда все связные ФМПМ подключены к одному и тому же коммутационному микропроцес­ сорному модулю, нагрузка между КМПМ будет вообще отсутст­ вовать, а следовательно, не будет и сети связи между ними.

Таким образом, задача выбора необходимого числа КМПМ сводится к задаче разбиения множества ФМПМ на группы связ­ ных ФМПМ. Рассмотрим метод ее решения вначале для данного частного случая, т. е. когда отсутствует сеть связи между КМПМ.

Назовем группу ФМПМ связной, если каждая пара ФМПМ яв­ ляется связной. Группа связных ФМПМ называется максималь­ ной, если в нее вошли все т ФМПМ, между которыми имеется связь, и среди п—т оставшихся не найдется ни одного, который одновременно был бы связан со всеми т модулями данной груп­ пы. Легко понять, что полученные таким образом г максимальных групп связных ФМПМ, вообще говоря, могут быть пересекающи­ мися.

Сопоставив с одной максимальной группой связных ФМПМ один КМПМ, получим г КМПМ, между которыми будет отсутст­ вовать какая-либо нагрузка, так как все потоки сообщений меж­ ду связными ФМПМ будут проходить только через один КМПМ. Для нахождения минимального числа rmin КМПМ сети связи МП при отсутствии потоков сообщений между КМПМ необходимо «айти минимальное число максимальных групп связных ФМПМ.

Для решения этой задачи может быть применен один из мето-

до^ минимизации числа внутренних состояний автомата, изложен­ ный в гл. 3, причем аналогом максимальной группы совместимых внутренних состояний автомата в данном случае является макси­ мальная группа связных ФМПМ, минимальное число которых дол­ жно покрыть все возможные пары связных ФМПМ.

Как и при минимизации числа внутренних состояний автома­ та, срставляем треугольную таблицу связных пар ФМПМ. Далее по таблице покрытий выбираем минимальное число максимальных групп связных ФМПМ.

Пример 7.2. Пусть в ММУС имеется восемь ФМПМ, нагрузка между каж­ дой парой которых указана в треугольной табл. 7.11. Требуется построить уп­ равляющую сеть МП с минимальным числом КМПМ и отсутствием между ни­ ми нагрузки.

Т а б л и ц а 7.11

ФМПМ, ФМПМ2 ФМПМз ФМПМ4 фМПМ5 ФМПМ6 ФМПМ7

Данная таблица может рассматриваться в качестве треугольной таблицы

указана в тех клетках, которые соответствуют парам несвязных ФМПМ. Найдем по таблице следующие максимальные группы связных ФМПМ (для

парам связных ФМПМ. Покрытие пары связных ФМПМ максимальной группы обозначим знаком V* Если в каком-либо столбце имеется только один знак V. то он помещается в круглые скобки. Максимальные группы, соответствующие строкам, в которых имеется хотя бы один знак (V)» образуют ядро. Значит, минимальное число максимальных групп связных ФМПМ равно восьми: а, Ь, с, d, е, f , g t h. Группа TJ является избыточной.

Таким образом, в сети связи МП должно быть не менее восьми КМПМ для того, чтобы между ними не было никакой связи (рис. 7.7).

Если максимальные группы ядра не образуют покрытия, то из оставшихся максимальных групп к ним должно быть добавлено минимально необходимое число групп,'которые можно получить, пользуясь функцией Петрика [3].

Из рис. 7.7, а также из рассмотрения соответствующих макси­ мальных групп видно, что каждый ФМПМ включен в несколько КМПМ.

Таким образом, исключение связей между КМПМ усложняет связи ФМПМ с КМПМ. Поэтому данное решение не всегда может оказаться целесообразным. В тех случаях, когда можно допустить некоторую потерю производи­ тельности ММУС, целесооб­ разно отойти от выбора мини­ мального числа КМПМ без их связи друг с другом. Можно, например, включать в один и тот же КМПМ не все связные пары ФМПМ, а только те, ко­ торые находятся на небольшом расстоянии друг от друга. Тог­ да вместо выбора максималь­ ных групп связных ФМПМ бу­ дут выбраны квазимаксимальные, удовлетворяющие данно­ му критерию по расстоянию

между ФМПМ.

В качестве квазимаксимальных групп могут рассмат­ риваться непересекающиеся максимальные группы связ­ ных ФМПМ или с каким-либо

допустимым пересечением. Если взяты непересекающиеся груп­ пы, то каждый ФМПМ будет подключен только к одному КМПМ.. Может быть поставлено условие о допустимости таких непересекающихся групп, для которых один ФМПМ входит только в д^е, три и т. п. квазимаксимальные группы связных ФМПМ. В этих случаях, очевидно, каждый ФМПМ будет подключен соответ­ ственно к двум, трем и т. д. КМПМ.

При использовании квазимаксимальных групп, в частности непересекающихся групп связных ФМПМ, передача сообщений меж­ ду ФМПМ, вошедшими в разные квазимаксимальные группы, бу­ дет осуществляться уже не через один, а через два или даже бо­ лее КМПМ, т. е. через сеть связи МП. При этом с увеличением числа транзитных КМПМ общая .производительность ММУС сни­ жается. Поэтому стоит задача исключить ФМПМ из таких макси­ мальных групп, в которых он создает меньшую нагрузку к другим ФМПМ данной группы по сравнению с нагрузкой этого же ФМПМ к ФМПМ во всех других максимальных группах. В этом случае ФМПМ с сильной связью по нагрузке окажутся подключенными к одному и тому же КМПМ, а со слабой связью — к разным КМПМ. При этом будут минимальными общая нагрузка на сеть связи МП, что приведет к построению наиболее дешевой сети свя­ зи МП и снижению производительности ММУС.

Устранение пересечений максимальных групп связных ФМПМ является задачей комбинаторного типа, размерность которой за­ висит от характера пересечений и числа ФМПМ.

Введем понятие е-максимальной группы связных Ф М П М , на оонове которого квазимаксимальные группы могут быть получены

е —2, тогда при построении треугольной таблицы связных Ф М П М на основе табл. 7 .1 1 в клетках Ф М П М 4— Ф М П М 2, Ф М О М в— Ф М П М 4, Ф М П М ?— Ф М П М ], Ф М П М 7— Ф М П М 6и Ф М П М в— Ф М П М з должны быть черточки, т. е. соответствующие пары Ф М П М считаются несвязными.

Метод устранения пересечений максимальных групп рассмот­ рим на следующем примере.

Пример 7.4. Пусть имеются максимальные группы связных ФМПМ, полу­ ченные на примере 7.2 и образующие покрытие. Требуется найти минимальное число непересекающихся групп связных ФМПМ.

Решение. Исключим вначале пересечения групп по ФМПМЬ Легко видеть, что ФМПМ! входит в две максимальные группы а и Ь. Рассчитаем два ва­ рианта нагрузки Ус,, которая возникает в сети связи КМПМ, если исключить

ФМПМ1 из группы а или из группы Ь, т. е.

из а : ÿ®, = ÿj 9 + У\ .з = 5 + 5 = 10 ;

ФМПМ1 =

из Ь : '/£ ,= { '1 ,6 + </i.7 = 3-

Поскольку у'1с^ > у лс j , целесообразно оставить ФМПМ1 в группе а, из груп­

пы b — исключить. Исключение ФМПМ1 из группы b запишем так: b = 1, 6, 7. Аналогично рассмотрим и семь остальных максимальных групп:

Т а б л и ц а 7.13

Ф М П М ! Ф М П М 2 ФМПМя Ф М ПМ 4 ФМПМб Ф М П М б ФМПМт ФМПМв

Выполнение этих условий означает, что в данную группу обязательно долж­ ны войти хотя бы два ФМПМ. Заметим, что при наличии в группе только од7 ного ФМПМ установка КМПМ не обязательна, так как в него будет включен только один ФМПМ.

Группы, которым соответствуют строки хотя бы с одним знаком (V)» входят в ядро покрытия. В нашем случае это группы a, f и h. В строках, со­

На этом первый этап построения сети связи МП заканчива­ ется.

На втором этапе определяется способ физической реализации КМПМ. Во-первых, подбираются ФМПМ и КМПМ необходимой производительности. Во-вторых, исходя из загрузки ФМПМ реша­ ется вопрос о передаче функций того или иного КМПМ на один из ФМПМ, вошедших в данную группу.

2.2.1.Расстояние в метрах между БОУ* и БОУ;,

в которой 212, 213, 21о — логические условия, а остальные — операторы.

Матрица переходных вероятностей, определяющая вероятность перехода от 21* к 21;, имеет вид

2.2.1.2. Управление БОУ осуществляется согласно частному алгоритму 21* (табл. П.4). Знак «х» в таблице указывает на то, что БОУ; находится под уп­ равлением 21»*.

в табл. П.5. Время выполнения частных алгоритмов имеет экспоненциальное рас­

пределение.

П римечание. В случае реализации 21* в АФБ* на его активизацию ЦУУ за­ трачивает /*=0,002 с.