Dynamic control of control automata of complex discrete automation systems.pdf Самостоятельным направлением внедрения информационных технологий является разработка методологии синтеза информационно-управляющих систем мехатроники, робототехники, летательных аппаратов и оборонного комплекса. Такие информационно-управляющие системы (ИУС) эксплуатируются в экстремальных условиях механических и электромагнитных воздействий высокой интенсивности. Поэтому необходим динамический контроль правильности функционирования ИУС. Сложные системы дискретной автоматики [1] с динамическим контролем функционирования начали широко применяться с начала 1950-х гг. [2]. К началу 1990-х гг. были созданы основы теории синтеза самоконтролируемых автоматов трудами Д.А. Поспелова, В.А. Горбатова, С.Х. Колдоуэлла, В.Н. Захарова, А.Д.Закревского, В.М. Глушкова, П.П. Пархоменко, Е.В. Слабакова, Е.С. Согомоняна, В.В. и Вл.В. Сапожниковых, Н.С. Щербакова и др. Обзор работ по синтезу УА с контролем приведен в работах [3, 4]. В статье рассматриваются методы контроля управляющих автоматов (УА), основанные на применении новых равновесных кодов в виде нескольких трехразрядных групп с одной единицей в группе. Двоичный эквивалент этого кода получен за счет замены каждой трехразрядной группы двумя двоичными разрядами. Этот новый двоичный позиционный код (ДПК) обеспечивает возможность создания самоконтролируемых управляющих автоматов с простой процедурой самоконтроля. Такая процедура является принципиально новой и более эффективной, что доказано результатами программной и аппаратной реализации управляющих автоматов нового типа. 1. Анализ управляющих автоматов Математическая модель управляющих автоматов Мура имеет вид: a(t + 1) = F\\(a(t), а:.. .aq); A(t + 1) = ЕДа(/)) , где a(t), a(t + 1) - предыдущее и последующее состояния автомата; A(t + 1) - исполняемая команда; F1 - комбинационная схема переходов; F2 - схема формирования исполнительных команд; q -количество логических условий a1 .aq. Контроль УА основан на применении кодов Хэмминга, Бергера, kCn и др. [5-11]. 112 Динамический контроль управляющих автоматов сложных систем В работе [12] предложено разделять управляющие автоматы по степени сложности на сверхпростые (СП), простые (ПА), средней сложности (СА), автоматы сложные (АС), высоко сложные (ВС), особо сложные (ОС) и ультрасложные (УС). В УА Мура схема переходов F\\ при программной реализации имеет объем (V), определяемый как V = mp2m+q, где тр - реальная разрядность БИС ПЗУ равная 4 или 8; m - разрядность кода состояния a(t). При аппаратной реализации Fi число входов ПЛМ равно n > (m + q). Для УА типа ВС объем ПЗУ значителен. Поэтому контроль схемы переходов Fi не является простым. Оптимизация по существующей парадигме и методологии синтеза УА дает возможность снизить сложность комбинационных схем переходов только в 1,2-1,5 раза, причем чем сложнее УА, тем меньше значение коэффициента сложности. Поэтому требуется концептуальное изменение существующей методологии синтеза УА с целью снижения сложности управляющих автоматов. Контроль УА Мура с применением кодов Хэмминга, Бергера и других достаточно глубоко исследован. Для реализации самоконтролируемых УА с известными контролирующими кодами необходимо использовать большое количество логических элементов [5-9]. Эффективный способ контроля, основанный на применении кода kCn с фиксированным числом (k) разрядов в (n) -разрядах всего кода, представлен в работах [12, 13]. Для сокращения числа разрядов кода состояний используется конкатенация кодов: 2С5,2С5; 2С5,3С7; 3С7,3С7. В коде с двумя единицами в пяти разрядах (2С5) разрешенными являются 10 комбинаций из 32, а в коде (3С7) только 25 из 128. Однако комбинационные схемы принадлежности кода a(t) к числу разрешенных кодов весьма сложны для (3С7) [14]. Рис. 1. Управляющий автомат Мухопада с блоками контроля 21-23 Fig. 1. Сопігѳі automaton Mukhopad with control blocks 21-23 113 Ю.Ф. Мухопад, А.Ю. Мухопад, Д.Ц. Пунсык-Намжилов В работах [15, 16] предложена структурная организация нового управляющего автомата (рис. 1). На рис. 1 обозначено: Рг(2, 7,9) - регистры памяти; БА(15) - блок анализа для определения принадлежности выходов дешифратор DC(4) к подмножеству {а}; БО(12) - блок определения значения коэффициента (у) необходимости прибавления «1» к содержимому счетчика Сч(11); ОУ(6) - объект управления; CD(3) - шифратор (кодер); БК(22) - блок контроля; БВ(23) - блок восстановления предыдущего состояния; БС(17) -блок синхронизации; АБ(8) -блок адресации. Адресация элементов «И» блока АБ(8) осуществляется подмножеством {а} выходов дешифратора DC(4), причем это подмножество не пересекается с подмножеством {А} выбора операторов действия (команд) Аі.. .А*. Такая организация УА стала возможной после перехода к принципиально другому определению состояний через начало (вход) любого оператора, т.е. как а е {а}, так и А,, е {А}. На рис. 2 приведен пример ГСА с разметкой состояний по новому способу. Для нового УА объем ПЗУ (W) определяется как W = mv2m+1, а количество входов в ПЛМ снижается в К = (m+q)/(m+1) раз. Граф переходов по ГСА рис. 2 представлен на рис. 3, переходы вне счетчика представлены в табл. 1. Рис. 2. Алгоритм управления с разметкой для нового управляющего автомата Fig. 2. Control algorithm with markup for the new control automaton Переходы вне счетчика Таблица 1 a(t) N(t) a a(t + 1) N(t + 1) a(t) N(t) a a(t + 1) N(t + 1) 1 4 00100 «2 2 00010 7 21 10101 - 1 00001 2 3 00011 «7 19 10011 8 13 01101 05 11 01011 3 19 10011 - 7 00111 9 15 01111 «6 18 10010 4 7 00111 «3 20 10100 10 18 10010 - 14 01110 5 20 10100 - 9 01001 11 17 10001 - 0 00000 6 10 01010 21 10101 114 Динамический контроль управляющих автоматов сложных систем а 2 Рис. 3. Граф переходов нового управляющего автомата Fig. 3. The transition graph of control automaton Особенность этого варианта УА заключается в том, что только при одной комбинационной схеме Аі(1) (а не при двух, как в УА Мили) этот автомат может работать как в режиме Мили, так и в режиме Мура, но с выбором одного логического условия для реализации схемы Аф1). 2. Контроль управляющих автоматов с особыми групповыми кодами Наиболее эффективен контроль УА с равновесными кодами kCn, но схемы встроенного контроля сложны. В работе [17] был предложен особенный тип кода, также с фиксированным числом единиц, но состоящий из (р) трехразрядных групп. В каждой группе только одна единичка. Этот код обозначен как pCn. В табл. 2 приведены двоичные позиционные коды (ДПК) и новые коды pCn (столбцы 1, 2) для номеров 0...7. Двухразрядному коду ДПК «00» соответствует группа 001, коду «01» - 010, а коду «10» -100. Т аблица 2 Двоичные непозиционные коды № ДПК pCn ДНК ДПК 0 00.00 001.001 00.00 0 1 00.01 001.010 00.01 1 2 00.10 001.100 00.10 2 3 00.11 010.100 01.10 6 4 01.00 010.010 01.01 5 5 01.01 010.001 01.00 4 6 01.10 100.010 10.01 9 7 01.11 100.100 10.10 10 1 2 3 4 Комбинации «11» в ДПК в коде pCn нет соответствия, но ее нельзя исключить из кода ДПК, поэтому при переходе к (pCn) осуществляется перенос «1» в более старшую группу кода pCn. В табл. 2 в столбцах 3, 4 представлен двоичный аналог кода pCn, полученный за счет обратного преобразования каждой трехразрядной группы в двоичный непозиционный код (ДНК). Этот код будет использован далее. Контроль кода pCn производится для каждой і-й группы, і = 1, .., p. При этом определяется значение Zj = abc + abc + abc. Здесь a, b, c - обозначения разрядов в группе. Если для всех групп значения Zi = 1, то фиксируется отсутствие ошибки. Но даже при правильных кодах каждой группы не исключена вероятность изменения значений сразу в двух или трех разрядах. После получения кода a(t + 1) необходимо восстановить предыдущий код a(t), который обозначается как a(t)0. Код a(t)0 был 115 Ю.Ф. Мухопад, А.Ю. Мухопад, Д.Ц. Пунсык-Намжилов получен при конкретном значении признака (у) в предыдущем периоде (t - 1) функционирования УА. Необходимость запоминания y(t - 1) определяется тем, что к одному и тому же состоянию a(t + 1) возможен переход как по счетчику, так и от состояний вне счетчика (табл. 3). Двойные переходы Таблица 3 № a(t + 1) a(t) a(t) № a(t + 1) a(t) a(t) Y 1 0 Y 1 0 1 6 5 14 3 9 8 10 2 8 7 15 4 11 10 13 Следовательно, если использовать контрольное ПЗУ с правильными кодами восстановленного состояния a(t), то адресом этого ПЗУ должна быть конкатенация значения y(t - 1) с кодом a(t + 1). Это правильное значение a(t) обозначается как a(t)i. Тогда полный алгоритм контроля УА представляется в виде рис. 4 с расшифровкой операторов синхронизации С0...С34 по табл. 4 с проверкой логических условий Pi. Р2: Pi = 1 Ошибка в одной из групп; Р2 = 1 Работа по счетчику; Рз = 1 a(t)o = a(t)i; Р4 = 1, если {a}; Р5 = 1, если время Т истекло; Рб = 1, если действие Ак. Рис. 4. Полный алгоритм контроля управляющего автомата Fig. 4. Complete algorithm for control automaton 116 Динамический контроль управляющих автоматов сложных систем Операторы синхронизации Т аблица 4 Ci Семантика Ci Семантика 0 a(t+1) ^ a(t) Сч(11) 18 Запись a(t) на Сч(11) 1 Опрос F1(1) 19 Счит. DC(4) без исполн. 2 Опрос шифратора CD(3) 20 Счит. DC(4) с исп. Ai 3 Опрос DC(4) 21 Опрос схемы СВ(22) 4 Опрос БО (12) - у 22 Вкл. УА(32) 5 Синхр. «И» (14) 23 «0» ^ Сч(11) 6 Уст. «0» RS (13) 24 a(t)o ^ Рг IV 7 Опрос БА (15) 25 Счит. СК(30) 8 Уст «0» RS выбор « 26 a(t + 1) = a(i) + 1 9 Вкл. F2 27 a(t + 1) = a(t) - 1 10 Перенос « на Рг(7) от ОУ 28 a(t)o ^ < Рг IV > ^ Рг 11 Запись y(t) 29 a(t) ^ РгП 12 Перепись y(t) на RS y(t - 1) 30 Счит. Сх. Ср.24 13 Счит. Y(t) 31 Ошибка 14 Счит. Y(t - 1) 32 < Рг^> ^ Сч 15 Уст. «1» RS синх. DC(4) 33 Вкл. Т 16 Уст. «0» RS синх. DC(4) 34 Оконч. программы 17 Счит. знач. RS синх. DC(4) Алгоритм контроля имеет два режима: Режим I соответствует j(t - 1) = 1, режим II соответствует y(t - 1) = 0. Перед переходом в режим I или II ыполняются следующие действия: - опрашивается схема контроля СК(30), формирующая признак правильности кодов в каждой группе pCn кода состояния a(t + 1); сохраняется значение y(t - 1) и a(t)o. Режим I. Находится a(t)i = a(t + 1) - 1. Если a(t)i = a(t)o, то переход правильный и дается сигнал на исполнение очередного оператора действия Ao...Ak, иначе фиксируется ошибка. Режим II. Находится a(t)i через контрольное ПЗУ. В контрольном ПЗУ(К) количество констант равно числу состояний a(t) вне счетчика, так как необходимо хранить значение a(t)i только для y(t - 1) = 1. Осуществляется переход к режиму I. Сравнение кодов a(t)o и a(t)i реализуется схемой СхСр(24), построенной по известному принципу на двух регистрах со схемой поразрядного сложения по mod 2, выходы которой через элемент «ИЛИ» и ДО-триггер формируют сигнал тождественности. В блоке БК(22) необходимо иметь конкретно реализованную схему контроля СхК на элементах алгебры логики, осуществляющую контроль для всех (р) групп с выдачей сигнала о правильности кода во всех группах. Функциональная структура схемы СхК тривиальна и поэтому не приводится. Схема СК(30) представляет собой четырехуровневую восьмивходовую сеть с одним выходом 12 из двухразрядных схем неравнозначности (10) z = ab + ab , разделенных схемами «И» с фиксацией промежуточных результатов на RS-триггерах (11) (рис. 5). В блок контроля БК(22) включены схема сравнения СхСр(24) и схема контроля СхК(30). Управляющий автомат УА(32), схема сравнения СхСр(24) и схема контроля СхК(30) используются для определения наличия только одной единицы в коде после сложения по mod 2 кодов a(t)o и a(t)i. В блок восстановления (рис. 6) включены вычитающий счетчик Сч(64) и контрольное ПЗУ(К)-34. Реализация УА(32) по ГСА (см. рис. 4) осуществляется по структурной схеме [15] c новым определением состояний с переходами вне счетчика (табл. 5). По существующей классификации [6] блок УА(32) представляет собой простой управляющий автомат, так как N = 41, m = 6, q = 6. Для сравнительного анализа аппаратных затрат рассмотрим наиболее простой способ контроля с кодом Бергера [9]. Для управляющего автомата (УА), построенного по граф-схеме алгоритма рис. 4, необходимо оценить затраты на устройство регистрации кодов со счетчиком числа «1», которые приблизительно равны затратам на блок восстановления рис. 6, но объем памяти V для рассматриваемого 117 Ю.Ф. Мухопад, А.Ю. Мухопад, Д.Ц. Пунсык-Намжилов примера с m = 6, q = 6 равен V = mv2m+q = 8 х 26+6 = 32 кбит при реальной разрядности БИЗ ПЗУ (mp) = 4 или 8. При использовании предлагаемого способа кодирования с управляющим автоматом объем памяти W = mv2m+l = 8 х 26+1 = 1 кбит, т.е. выигрыш в объеме памяти в 32 раза. При реализации УА на ПЛМ число ее входов (n) сократится в n = (m + q)/(m + 1) = (6 + 6)/(6 + 1) = 1,7 раза. Оба варианта (на ПЗУ и ПЛМ) подтверждают эффективность предложенного способа кодирования. Другие коды (Хэмминга, kCn) не оцениваются, так как их средства контроля более сложны, чем для кода Бергера, следовательно, предлагаемый способ контроля будет еще более эффективным. Аналогичное заключение можно сделать и для УА с другими характеристиками m и q. a(t)o Рис. 5. Схема определения только одной «1» в логической сумме (a(t)o ф a(t)1) Fig. 5. Scheme for determining only one “1”| in the logical sum (a(t) 0 ф a(t) 1) Рис. 6. Блок восстановления Fig. 6. Block recovery 118 Динамический контроль управляющих автоматов сложных систем Переходы вне счетчика блока синхронизации Таблица 5 № a(t) а a(t + 1) N(t + 1) № a(t) а a(t + 1) N(t + 1) 1 7 31 011 111 7 39 - 2 000 010 2 15 - 40 110 000 8 15 - 37 100 101 3 40 - 33 100 001 9 18 *4 29 011 101 4 6 *1 37 100 101 10 30 - 16 010 000 5 37 - 35 100 011 11 25 *1 15 001 111 6 33 33 100 110 12 28 - 3 000 011 13 36 - 0 000 000 Примеры систем, в которых может использоваться предлагаемый метод, представлены в работах [17-20]. Заключение Рассмотрены способы контроля управляющих автоматов со структурной организацией Мура с применением известных корректирующих кодов Хэмминга, Бергера, kCn и др. Показано, что сложность комбинационной схемы переходов самоконтролируемых автоматов связана с отсутствием адресной подсистемы. Адресная подсистема может быть введена в виде адресного блока из (q) двухвходовых элементов «И», одного элемента «ИЛИ» и ДО-триггера. Такое решение позволяет создать управляющие автоматы с объемом комбинационной схемы переходов, в 2q-1 раз меньшей, чем объем той же схемы в УА Мура. По существующей парадигме снижение затрат на комбинационную схему переходов основано на сокращении числа состояний, декомпозиции граф-схем алгоритмов или графов переходов и последующей минимизации систем булевых функций. По известной методологии синтеза затраты на реализацию УА могут быть снижены в 1,2-1,5 раза, причем чем сложнее УА, тем ниже коэффициент снижения сложности. В автоматах нового типа с оригинальной структурной организацией целенаправленно увеличивается число состояний через разметку входов как операторов действия, так и логических условий. Объем комбинационной схемы переходов снижается в 2q-1 раз при программной реализации по сравнению с объемом той же схемы в УА Мура. Этот вариант реализации наиболее прост и поэтому именно такие управляющие автоматы контролируются встроенными средствами самоконтроля. Способ контроля основан на применении нового равновесного кода pCn из (р) трехразрядных групп только с одной «1» в группе без кода из всех нулей. Предлагаемый способ требует меньших затрат оборудования, чем варианты реализации средств контроля на основе известных контролирующих кодов.

Скачать электронную версию публикации