/
Текст
6
Jlrf
В. Г Лазарев
Г Г. Саввин
СЕТИ СВЯЗИ,.
УПРАВЛЕНИЕ
И КОММУТАЦИЯ
ИЗДАТЕЛЬСТВО «СВЯЗЬ» 1973
6Ф1
Л17
УДК 62i.395
В. Г. Лазарев, Г. Г. Саввин
Л17 Сети связи, управление и
«Связь», 1973.
264 с. с эм.
коммутация, М.,
В книге изложены принципы построения сетей связи, электронных
коммутационных схем н систем управления. Рассматриваются вопросы
динамического управления процессами распределения информации на
сетях связи, особенности построения электронных и квазиэлектронных
узлов коммутации с программным управлением и интегральных сетей
связи.
Книга предназначена для широкого круга инженерно-технических
работников, студентов и аспирантов, занимающихся вопросами созда-
ния и эксплуатации систем автоматической электросвязи.
„ 0362—76
Л-----------
045(01)-73
-50-73
6Ф1
(с)
•1973 г.
научуо-
бибя io-
кап
:СР
SB.GEMiV’SP |
ЧИТАЛЬНОГО ЖАЛА |
7^-
Лазарев Владимир Георгиевич,
Саввин Георгий Георгиевич
СЕТИ связи, УПРАВЛЕНИЕ И КОММУТАЦИЯ
Редактор В. К. Потапова
Художник В. Р. Плахов
Техн, редактор Л. А. Горшкова
Корректор Н. А. Гречаный
Сдано в набор 20/11 1073 г. Подписано в печ.' 26/V1I 1973 г.
Форм. бум. бОхВО/и 16.5 печ. л. 16,5 усл.-п. л. 17,72 уч.-язд. л.
Т-11621 Тираж 10 000 экз. Бумага типографская № 3.
Зак. изд. 15386. Цена 89 коп.
Издательство «Связь», Москва-центр, ЧЯстоп рудный бульвар, 2.
Типография издательства «Связь» Государствен кого комитета Совета
Министров СССР по .делам издательств, полиграфии и книжной
торговли. Москва-центр, ул. Кирова, 40. Зак. тип. 90
ОГЛАВЛЕНИЕ
. Предисловие ... ...... 5
’ Введение . ...... 7
Г л а в а 1
Принципы построения систем связи . 14
1.1. Первичные сета связи . . . . .14
1.2. Вторичные сета связи . . .16
1.3. Структура сетей связи . . 22
1.4. Иерархия сетей связи........................................ 29
1.5. Принципы построения узлов коммутации . 31
1.6. Принципы построения системы управления . 39
Глава 2
Некоммутируемые сети- связи 40
2Л. Задач»! (выбора оптимальной структуры -и -модель сети связи ... 40
2.2. Определение путей (трасс) организации пучков каналов вторичных
сетей ........ .42
2.3. Определение емкости пучков каналов . 44
2.4. Оценка суммарной емкости «пучков сети . 68
Глава 3
Коммутируемые сети связи 75
3.1. Структурная живучесть сета и методы распределения потоков инфор-
мации ....................................................... 75
3.2. Детерминированные методы динамического распределения потоков 78
3.3. Стохастические методы динамического распределения потоков 91
3.4. Оценка пропускной способности коммутируемых сетей связи . 95
Глава 4
Динамическое управление распределением информации 105
4.1. Понятие о плане распре де лети я информации 105
4.2. Централизованная система управления сетью...................107
4.3. Особенности функционероваи«ия устройств динамического управления
при зоновом принципе построения системы управления сетью . . . 112
4.4. Децентрализованная система управления сетью............... .114
4.5. Особенности построения децентрализованной системы динамического
управления на сети коммутации сообщений . 132
Глава 5
Моделирование динамического управления на ЭВМ 133
5.1. Особенности модели динамического управления............... .133
5.2. Программа моделирования данам-лческого управления . .138
5.3- Пример моделирования работы сети........................... 149
5.4. Качество обслуживания .вызовов н динамическое управление на ГТС 152
5.5. Результаты моделирования ГТС ...............................153
Глава 6
Программное управление .... 161
6.1. Принципы (построена! я управляющих устройств . 161
6.2. Программные управляющие устройства..............................170
6.3. Способы записи алгоритмов функционирования программных управ-
ляющих устройств .... *..............................................176
6.4. Блочный синтез программного управляющего устройства ... 187
6.5. Понятие о конечном автомате.....................................189
6.6. Определение микропрограммного автомата..........................193
6.7. Пример составления ЛСА для программного управляющего устройства 196
6.8. Расчет времени и надежности работы программного управляющего
устройства......................................................... 205
6.9. Системы АТС с программным управлением . . ... 215
Г л а в а 7
Электронная коммутация н интегральные сети связи . 219
7.1. Принципы построения электронных коммутационных схем 219
7.2. Группообразование электронных коммутационных схем . . 228
7.3. ИКМ и -интегральные сети связи................................. 235
Список литературы.............................. ... .... 257
Предметный указатель................................................ 262
ПРЕДИСЛОВИЕ
Количественный рост городских, сельских п меж-
дугородных телефонных и телеграфных сетей связи, создание раз-
личных автоматизированных систем управления (АСУ) и государ-
ственной сети вычислительных центров приводит к значительному
увеличению объема передаваемой информации и ужесточению
требований к качеству ее передачи. Управление технологическими
процессами на отдельных предприятиях и стройках, управление
отраслями и народным хозяйством в целом в настоящее время
немыслимо без хорошо развитой и надежной системы связи, кото-
рая является, по существу, одной из важных подсистем любой АСУ.
Директивами XXIV съезда КПСС по пятилетнему плану разви-
тия народного хозяйства СССР на 1971—1975 гг. предусматри-
вается «развернуть работы по созданию н внедрению автоматизи-
рованных систем планирования и управления отраслями, террито-
риальными организациями, объединениями, предприятиями, имея
в виду создать общегосударственную автоматизированную систему
сбора и обработки информации для учета, планирования и управ-
ления народным хозяйством на базе государственной сети вычис-
лительных центров и единой автоматизированной сети связи стра-
ны». Планом предусматривается обеспечить дальнейшее развитие
средств связи, в частности, «...увеличить протяженность каналов
междугородной телефонной связи в 1,9 раза за счет развития и
улучшения использования сети кабельных и радиорелейных линий
связи, продолжить работы по созданию автоматической и полуав-
томатической междугородной телефонной связи, увеличить емкость
телефонных станций в городах и в сельской местности в 1,5 раза,
...расширить услуги всех видов связи и улучшить качество обслу-
живания населения».
Высокие темпы развития народного хозяйства СССР, включе-
ние в сеть связи в качестве ее абонентов вычислительных центров,
обслуживающих различные организации управления народным хо-
зяйством, предприятия, стройки, научные центры и т. п., предъяв-
ляет к системе связи повышенные требования, вызывает необхо-
димость поиска новых путей улучшения качества обслуживания
абонентов за счет более эффективного использования существую-
щего и вводимого в эксплуатацию оборудования систем связи.
Одним из способов повышения эффективности использования
каналов и аппаратуры передачи и распределения информации яв-
ляется широкое применение обходных путей в сочетании с дина-
мическим управлением процессами распределения информации.
Динамическое управление, улучшая использование каналов связи,
позволяет без увеличения их числа существенно повысить каче-
ство обслуживания абонентов, надежность и живучесть сети связи.
Вместе с тем динамическое управление требует незначительного
усложнения станционного оборудования, а при наличии программ-
•ного управления на коммутационных узлах сети связи реализация
динамического управления приводит лишь к незначительному уве-
личению емкости запоминающих устройств управляющей машины
и введению дополнительных программ, обеспечивающих выполне-
ние алгоритмов динамического управления распределением инфор-
мации.
Применение программного управления на коммутационном узле
сети связи, кроме того, позволяет относительно простыми средст-
вами значительно увеличить число услуг,- предоставляемых або-
нентам сети, и повысить качество обслуживания последних.
В одной книге невозможно осветить с достаточной полнотой
все вопросы построения современных систем связи. Поэтому авто-
ры, кратко описав общие принципы построения современных си-
стем связи, основное внимание уделили перспективным способам
и системам распределения информации. При этом в книге деталь-
но рассматриваются вопросы динамического управления процес-
сами распределения информации и перспективные коммутацион-
ные системы с программным управлением. Вопросы построения
каналообразующей и другой аппаратуры передачи информации
читатель может найти в литературе, посвященной этим вопросам.
Материал книги основан на результатах исследований, выпол-
ненных авторами или под их руководством в Институте проблем
передачи информации Академии наук СССР и Всесоюзном заоч-
ном электротехническом институте связи Министерства связи СССР.
Вместе с тем для полиоты изложения рассматриваемых вопросов
в книге используются материалы из других источников. Вся ис-
пользованная литература указана в списке литературы, приведен-
ном в конце книги, однако, чтобы не затруднять чтение книги,
ссылки на литературу приводятся в минимальном объеме.
Авторы надеются, что книга будет способствовать расширению
области практического применения методов и устройств комму-
тации и динамического управления процессами распределения ин-
формации в различных системах связи и привлечет внимание спе-
циалистов к дальнейшему.их совершенствованию.
Предисловие, в-ведоние, гл. 1, «параграфы 4.1, 4.4, 4.5, 6.1—6.7
и 6.9 написаны В. Г. Лазаревым; гл. 2, 7, параграфы 3.1—3.3 —
Г. Г. Саввиным; параграфы 4.2 и 4.3 — совместно В. Г. Лазаревым
и Г. Г. Сав® иным; (параграф 3.4 — О. Ф. Серг-еевой; параграфы
5.1—5.3 — совместно А. В. Бутрименко и С. Л. Гинзбург; пара-
графы 5.4 и 5.5 — Н. П. Марейчевой; параграф 6.8 — В. Ф. Дья-
ченко.
Замечания по книге следует направлять в издательство «Связь»
(Москва-цеитр, Чистопрудный бульвар, 2).
ВВЕДЕНИЕ
В современных системах связи можно выделить две
основные группы устройств: устройства передачи информации (ка-
налы и каналообразующая аппаратура, абонентские устройства
приема и передачи информации, устройства кодирования и пре-
образования сигналов и другие устройства, обеспечивающие пе-
редачу информации из одного пункта в другой) и устройства рас-
пределения информации (аппаратура оперативной и долговремен-
ной — кроссовой — коммутации и управляющие устройства узлов
сети связи).
В недалеком прошлом под системой связи понимали лишь со-
вокупность аппаратуры передачи информации, так как именно эта
аппаратура была наиболее-сложной и составляла основную долю
затрат при создании системы связи, а для распределения инфор-
мации использовались несложные коммутационные устройства, как
правило, с ручным обслуживанием. Только начиная с 50-х годов,
на междугородных и сельских телефонных сетях общего пользо-
вания в СССР ручной способ коммутации стал заменяться полу-
автоматическим и автоматическим [2]. Примерно в это же время
началась автоматизация дальней связи на железнодорожном транс-
порте [68] и несколько позже — в телеграфной связи на основе пря-
мых соединений и абонентского телеграфирования [43].
В последнее время началась бурная автоматизация различных
видов связи, так как только при автоматической электросвязи мож-
но практически неограниченно увеличивать емкости сетей связи и
обеспечивать наиболее эффективными способами как рост числа
услуг, предоставляемых связью, так и повышение качества обслу-
живания абонентов.
Предусматриваемые пятилетним планом работы по созданию
автоматизированной общегосударственной автоматической сети
связи страны, состоящей из междугородной телефонной сети и зо-
новых телефонных сетей, включающих местные (городские и сель-
ские) и’ внутризоновые сети [2], предполагают широкое применение
в сети обходных путей н узлов коммутации различных классов.
Аналогичные принципы построения используются и в создаваемых
телефонных сетях других стран, в частности США и Швеции.
Успешная автоматизация телеграфной связи привела к созда-
нию международной сети абонентского телеграфирования Телекс,
объединяющей в настоящее время 96 стран мира, и международ-
ной сети общего пользования Гентекс для обмена телеграммами
между телеграфными предприятиями стран социалистического ла-
геря Европы, организованной по системе прямых соединении [43].
Быстро развиваются ведомственные автоматически коммутируе-
мые телефонные и телеграфные сети, обслуживающие абонентов
отдельных отраслей народного хозяйства или крупных предприя-
тий и строек.
В современных высокоорганизованных системах связи комму-
тационная п другая аппаратура распределения информации начи-
нает играть все более заметную роль и все в большей степени
определяет принципы построения и основные характерные свой-
ства систем связи. В интегральных системах связи [78], разработ-
ка которых широко ведется как в СССР, так и за рубежом, неко-
торые функции распределения информации возлагаются и на ап-
паратуру уплотнения. Поэтому существенно возрос интерес к изу-
чению структурно-сложных систем связи и, в частности, к изуче-
нию вопросов оптимального управления такими системами.
Система связи, как система распределения информации, со-
стоит из трех составных частей (рис. В.1): сети связи, коммута-
Система связи
Сеть Узлы-УС
связи Канальное оборудование
Узлы неюн-.
сети- У НС
Некоими- йотируемой
шрдемёя сети - унс
[ Коммутационная j I Система '•
| система | управления [
Кроссовая
квммутация
I Оперативная I
коммутация
сеть
Канальное
____£7=
Устройства
управления
сетью
(УРС)
Устройства
управления
соединением
(УУ)
Коммутируемся
сеть
ГР
Узлы
коммута-
ции (УК)
Канальное
оборудование
коммутации
каналов
.4 f ~~
Узлы коммутации
сообщений
(УКС)
Канальное
эваруйобиние
Устройства оперативной
коммутации соойщении
__ £
I
I
Рас. ВЛ
ционной системы и системы управления. Сеть связи представляет
собой совжупз-юсть узлов связи УС, соединенных определенным
образом между собой пучками каналов (ветвями), которые вмес-
те с абонентскими линиями, включенными в УС, представляют ли-
нии и каналы системы связи. Характер связи узлов сети между
собой ветвями определяет структуру сети связи.
Для образования заданной структуры сети и путей передач»
информации на узлах сети связи между линиями и каналами уста-
навливаются соединения. При этом различают два вида соеди-
нений: долговременные соединения (кроссовые соединения кана-
лов и линий) и оперативные соединения (коммутация каналов п
линии). В зависимости от применяемого на узле вида соединения
каналов п линий сети связи делятся на сети с кроссовыми соеди-
нениями (некоммутирусмыс сети) и сети с коммутацией каналов
и линий (коммутируемые сети) Узлы неком мути руемой сети бу-
дем называть узлами некоммутируемой сети (У НС), а коммути-
руемой — узлами коммутации (УК).
По некоммутнруемым и коммутируемым сетям может переда-
ваться информация как не допускающая задержки в процессе ее
пер еда чп (если пренебречь ‘временем ее передачи по «каналу), на-
пример, при телефонной связи, так и допускающая некоторую за-
держку, например, при передаче телеграмм. В первом случае для
передачи информации между абонентами сети должен быть пред-
варительно скроссироваи пли скоммутирован прямой канал меж-
ду источником - и приемником информации, как это делается, на-
пример, на автоматической телефонной станции (АТС). Во втором
случае такой канал может и не составляться, а передаваемые со-
общения с приписанным ему адресом передаются в запоминающее
устройство (ЗУ) узла. После анализа адреса сообщения и выбора
направления передачи эти сообщения передаются в ЗУ соседнего
узла и т. д. до тех пор, пока сообщения не поступят в ЗУ узла,
в который включен приемник данных сообщении, откуда они бу-
дут переданы непосредственно получателю сообщений. Сети с та-
ким способом распределения'информации называются сетями ком-
мутации сообщений, а узлы такой сети — узлами коммутации со-
общений (УКС). На реальных сетях все указанные выше способы
распределения информации могут использоваться одновременно.
Оборудование узла сети, обеспечивающее распределение ин-
формации в пределах узла, называется коммутационной системой
и составляет второй основной элемент системы связи.
Третьим основным элементом системы связи является система
управления, включающая, как правило, различного рода устрой-
ства контроля, отображения и коррекции, предназначенные для
сбора информации о состоянии отдельных элементов сети связи
(каналы, аппаратура уплотнения и коммутации и т. д.), для опре-
деления работоспособности системы связи и принятия мер по под-
держанию в допустимых пределах характеристик системы связи
(надежности, качества обслуживания и т. п.). На устройства си-
стемы управления возлагаются задачи поиска свободного и опти-
мального пути связи абонентов по номеру вызываемого абонента
и коррекции плана распределения потоков информации.
Способ управления, обеспечивающий коррекцию плана рас-
пределения потоков при 'изменении ситуации на сети связи, назы-
вается динамическим управлением, а способ управления, не пре-
дусматривающий изменения плана распределения потоков, — ста-
тическим управлением Устройства 'контроля и отображения ис-
пользуются ве только в системе связи с автоматическим управле-
нием, но и 'в таких -системах связи, ® ‘которых окончательное реше-
ние об «изменениях кроссовых соединений и плана распределения
9
потоков информации (принимается человеком. В последнем случае
система управления может служить своего .рода советчиком при
принятии решения.
В системе управления сетью связи можно выделить устрой-
ства управления сетью (У У С) и устройства управления соедине-
нием или просто — управляющие устройства (У У) [34]. У У С, ана-
лизируя информацию, поступившую от устройств контроля и отоб-
ражения, о ситуации на сети ’связи, вырабатывают оптимальный
план распределения информации и соответствующий параметр уп-
равления. У У в соответствии с этим параметром и алгоритмом об-
служивания заявок, по номеру вызываемого абонента (или узла)
и в зависимости от категории вызывающего абонента и заявки
обеспечивают образование пути передачи информации (т. е. уста-
новление соединения между каналами и линиями, или передачу
сообщения). Устройства управления соединением У У всегда рас-
полагаются вместе с аппаратурой коммутации на узлах сети, а
УУС, не участвующие в установлении каждого соединения, могут
располагаться как и а узлах сети, так и на специально оборудо-
ванных для этой цели узлах управления сетью связи. При этом
в зависимости от степени децентрализации УУС различают три
основных принципа построения системы управления сетью •— цен-
трализованный, территориальный (зоновый) и децентрализован-
ный [34]. Тип и О1лератеив’но-техн1иче1с1кую характеристику системы
связи определяет совокупность используемой аппаратуры. Так,
совокупность линейных сооружений и узлов с кроссовой коммута-
цией (рис. В.1) образует неком му тируемую сеть связи со стати-
ческим управлением, аютользование в узлах такой сети устройств
управления сетью образует иекоммутируемую сеть связи с дина-
мическим управлением и т. д.
Основное требование, предъявляемое к системе связи, как к си-
стеме распределения информации, состоит в обеспечении передачи
информации по заданному адресу с заданным качеством обслу-
живания -и минимальными материальными затратами-[33]. За ос-
новные количественные критерии качества обслуживания в систе-
ме связи обычно принимают процент неудовлетворенных заявок
абонентов на передачу информации-или время ожидания их удо-
влетворения.
Значение критерия качества обслуживания л абонентов систе-
мой связи в основном зависит от поступающей нагрузки У, про-
пускной способности сети G, вероятности связности Н, пунктов
передачи и приема информации (т. е. структурной надежности и
живучести сети связи) и алгоритма 0Z обслуживания заявок, т. е.
л = /(У, G, Н, 0Z). (В.1 У
В том случае, когда отдельные каналы и их пучки не повреж-
даются, т. е. сеть принимается абсолютно надежной кри-
терий качества обслуживания л определяется выражением:
л=/(У, G, 07) (В.2)
В частном случае, для абсолютно надежной сети с коммута-
цией каналов только в оконечных узлах, в которой не допускается
передача информации по обходным направлениям, критерий ка-
чества обслуживания определяется нагрузкой У и числом каналов
v в пучках, соединяющих два рассматриваемых узла сети:
л = /(/,&) (В.З)
Как видно из выражения (В.1), критерий качества обслужива-
ния существенно зависит от алгоритма обслуживания заявок. Дей-
ствительно, пусть обеспечена необходимая пропускная способность
и структурная надежность сети, в принципе, позволяющие удовле-
творить требования, предъявляемые к значению критерия качества
обслуживания. Тогда, если -используемый при этом алгоритм об-
служивания не позволяет выбирать оптимальных направлений,
т. е. не обеспечивает выбора оптимального плана распределения
информации для каждой из возможных ситуаций на сети, то ре-
альная пропускная способность сети связи может оказаться ниже
ожидаемой. В связи с этим может снизиться значение критерия
качества обслуживания.
Таким образом, критерий качества обслуживания выражается
достаточно сложной функцией, и построение системы связи, удов-'
летворяющей данному значению этого .критерия, является пока
нерешенной задачей. Кроме того, параметры У, G, Н в процессе
эксплуатации системы связи обычно не являются постоянными. Так,
из-за повреждения магистралей и отдельных каналов изменяется
пропускная способность и структурная надежность сети связи, при-
чем вероятность повреждения каналов во многих случаях являет-
ся величиной переменной, которая не всегда может быть опреде-
лена заранее. Следовательно, выбранный план распределения по-
токов будет оптимальным лишь до тех пор, пока пропускная
способность сети связи будет соответствовать той, котор а я. был а
использована при расчете. В противном случае план распределе-
ния подлежит коррекции. Учитывая также то, что практически не
представляется возможным прогнозировать потоки с достаточной
точностью, возникает необходимость в коррекции плана распреде-
ления потоков информации даже при отсутствии перегрузок и по-
вреждений на сет-и. Основные футкцни устройств управления
сетью зависят от в-ида сетей: иекюм'мутируемых, коммутируемых и
сетей коммутации сообщений. Учитывая, что тяготения между уз-
лами •некоммутируем’ой сети можно задавать числом каналов, про-
пускная способность сети «может также оцениваться числом кана-
лов, а критерий качества обслуживания л системы связи, в кото-
рой используется только некоадамутируемая сеть, вместо выраже-
ния (B.I) удобно представить в ввде
пн = /и(У,/О- (В.4)
Из СВ.4) следует, что в данном случае выбор оптимального пла-
на распределения информации состоит в составлении из исправ-
ных *в данный момент каналов сети оптимального распределения
и
пучков каналов (включая и составные каналы, скросспрованные
на транзитных узлах) между парами тяготеющих узлов УНС{ и
УНС} и определения емкости этих пучков. Оптимальный план та-
кого распределения исправных каналов сети предполагает реали-
зацию максимальной пропускной способности сети. Таким обра-
зом, УУС па неком мути руемой сети связи должны, во-первых, оце-
нить пропускную способность G сети в данный момент с учетом
вышедших из строя каналов и, во-вторых, распределить каналы
между парами узлов, максимально удовлетворяя заявки и предо-
ставляя при этом в первую очередь каналы для абонентов высших
категорий. При изменении ситуации на сети, т. е. при поврежде-
ниях каналов или восстановлении поврежденных каналов, УУС
должны скорректировать план распределения каналов. В связи
с тем, что изменения тяготений между узлами на некоммутируе-
мой сети предполагаются относительно редкими, весь алгоритм
обслуживания заявок может выполняться только УУС и система
управления может состоять только из одних УУС.
В настоящее время функционирование УУС на некоммутируе-
мых сетях достаточно хорошо изучено для различных принципов
организации системы управления.
•Перед УУС, применяемых на коммутируемых сетях, стоят в
основном те же задачи, -что и перед УУС та не коммутируемых -сетях:
оценка пропускной способности сети, выбор оптимального плана
распределения -информации и ограничение нагрузки, если пропуск-
ная способность сети нс может удовлетворить все заявки на сое-
динения при заданном качестве обслуживания. Однако решение
этих задач значительно усложнено тем, что поступающие на узлы
потоки информации от исходящих абонентов разделяются по раз-
личным обходным направлениям и смешиваются между собой в
транзитных коммутационных узлах. Поэтому для таких -сетей не
могут быть непосредственно использованы оценки пропускной спо-
собности некоммутируемых сетей. Несколько иначе определяется
и план распределения ’информации. Следует заметить, что для
ограничения нагрузки от абонентов при возникновении потока У,.
превышающего допустимый поток (т. е. поток, реализуемый со зна-
чением л, не превышающим значение заданного критерия качества
обслуживания лКк на сети с пропускной способностью G), может
быть использован косвенный способ, который предполагает лише-
ние всех абонентов низших категорий права передачи информа-
ции по сети в том случае, когда значение л начинает превышать
допустимое значение лкк.
Вопросы распределения информации на сетях коммутации со-
общений пока мало изучены. Этим вопросам посвящено неболь-
шое число работ. Следует при этом заметить, что вопросы оценки
пропускной способности сети коммутации сообщений и вопросы
ограничения поступающей в сеть нагрузки в таких сетях реша-
ются сложнее, чем в сетях коммутации каналов. Это усложнение
вызвано наличием ЗУ на узлах коммутации.
В сетях коммутации сообщений на оценку пропускной способ-
ности влияет не только емкость пучков и пропускная способность
канала, но и емкость ЗУ. При этом можно, задавшись некоторым
максимальным временем передачи выявить объем информации,
который может быть передай по сети со временем Пропуск-
ную способность сети можно вычислять при заданном объеме ЗУ
с качеством обслуживания, при котором процент отказов в удов-
летворении заявок не превышает заданной величины. Очевидно,
могут быть и другие подходы к оценке пропускной способности
сети с коммутацией сообщений. Различные способы могут быть
применены и при решении задачи ограничения объема поступаю-
щей на сеть связи .информации. Решение задачи выбора оптималь-
ного плана распределения 'сообщений можно проводить то анало-
гии с подобной задачей для сетей коммутации каналов. Однако в
этом случае необходимо учитывать, что сообщение на соседний
узел коммутации не может быть передано не только в том случае,
когда нс имеется свободных исправных каналов в пучке, соеди-
няющем эти узлы, но и тогда, когда ЗУ соседнего узла не имеет
свободных ячеек или оно не исправно.
Как показали исследования, выполненные в Институте проблем
передачи информации Академии наук СССР и в ряде других орга-
низаций, динамическое управление наиболее просто реализуется
при применении на сети УК с программным управлением, где наи-
более эффективно использование управляющих машин, работаю-
щих в режиме многопрограммного управления [34, 48, 50], обеспечи-
вающих быструю смену программ обслуживания при изменении
ситуации на сети связи. Узлы коммутации с управляющими маши-
нами находят все большее применение на сетях связи [73], и в на-
стоящее (Время бурно развивается теория построения таких машин,
основанная на теории автоматов.
Таким образом, за последние годы вопросы управления распре-
делением информации на сетях связи получили существенное раз-
витие. При этом, если ранее управляющие устройства играли под-
чиненную роль в коммутационной системе и поэтому рассматри-
вались как составной ее элемент, то в настоящее время система
управления, представляющая собой весьма сложную аппаратуру
У У и УУС и выполняющая разнообразные функции, должна рас-
сматриваться как самостоятельный элемент системы связи.
Для решения задач разработки оптимальных алгоритмов уп-
равления сетью связи и коммутационными системами, создания
методики выбора рациональных принципов построения системы
управления, создания методов проектирования управляющих уст-
ройств коммутационных систем, начала формироваться теория уп-
равления сетями связи [34].
Некоторые вопросы, относящиеся к первым двум задачам этой
теории, изложены в настоящей книге, а вопросы, относящиеся к
третьей задаче, содержатся в [34, 50].
Глава
Принципы построения
систем связи
1.1 Первичные сети связи
На территории страны, области, р а иона или города
создаются так называемые «первичные» сети магистралей связи.
Первичная сеть (рис. 1.1) состоит из совокупности пучков каналов
и узлов (У), в которых -располагаются оконечные устройства ка-
налов (ОУК).
В зависимости от размеров территории, назначения и важности
создаваемой системы связи, отпускаемых при этом средств и т. п.,
для образования первичной сети
К дригсм узлом nep&mmi сети
могут использоваться воздушные,
кабельные, радиорелейные,
тропосферные линии, тракты с
использованием искусственных
спутников Земли и другие ви-
ды магистралей связи. Напри-
мер, на городских сетях связи
(ГТС), представляющих со-
бой локальные сети, до шести-
десятых годов, как правило, ис-
пользовались кабельные неуп-
лотпенные линии связи. В по-
рнс j j следнее время для создания
межузловой и иногда межстан-
ционной связи на крупных ГТС стала широко -применяться аппа-
ратура частотного уплотнения, получившая название КРР (ка-
бельная и радиорелейная), которая позволяет на каждой паре
кабеля получить 30 двусторонних каналов. -В недалеком будущем
можно ожидать внедрения на ГТС аппаратуры ©ремегяного уплот-
нения с импульсно-кодовой модуляцией, разработка которой осо-
бенно интенсивно началась в связи с созданием интегральных си-
стем связи.
На междугородной сети связи широкое распространение полу-
чили кабельные '(симметричные и коаксиальные) и радиорелейные
магистрали связи, уплотненные различной аппаратурой уплотне-
ния. Очевидно оконечные устройства для различных (видов мясист-
и
ралей связи могут сущ-ествежю отличаться друг от друга. Поэтому
сложность и вид аппаратуры узла первичной сети в значительной
степени зависит от'вида оканчивающихся :в нем магистралей связи.
На оконечных пунктах многоканальных магистралей (узлах
первичной сети) вначале, при помощи группового оборудования
аппаратуры уплотнения, выделяются группы каналов, а затем,
посредством индивидуального канального оборудования аппарату-
ры уплотнения, отдельные каналы. При этом, в зависимости от
мощности магистрали, может быть несколько ступеней группового
оборудования (т. е. могут быть первичные, «вторичные и третичные
группы). Для обеспечения связью населенных пунктов, находящих-
ся не на оконечных пунктах магистрали связи, а «на ее трассе, созда-
ются промежуточные пункты (7717), ® которых устанавливается ап-
паратура выделения (УВ) из магистрали отдельных каналов или их
групп (первичных или вторичных). Такие промежуточные пункты
выделения обычно совмещаются с усилительными пунктами. Сле-
довательно, отдельные каналы или их группы могут быть выде-
лены не только на оконечных, но и на промежуточных пунктах
многоканальной магистрали. Поэтому в дальнейшем к узлам пер-
вичной сети связи, кроме оконечных пунктов, мы будем относить
также и промежуточные пункты выделения многоканальных маги-
стралей связи.
Первой важной характеристикой ‘первичной сети является ее
структура, определяющая число и расположение узлов сети, а так-
же характер ик взаимосвязи. Второй характеристикой первичной
сети служит ее пропускная способность, под которой понимается
число каналов в каждой ветви (пучке каналов), соединяющей от-
дельные пары узлов связи. Возможность получения на узлах сети
групповых трактов, а не только отдельных стандартных каналов,
является третьей характеристикой «первичной сети связи. На базе
таких групповых трактов могут быть образованы так называемые
широкополосные каналы, обеспечивающие лучшее качество пере-
дачи (например, большая полоса передаваемых частот позволяет
обеспечить более высокую степень разборчивости и натуральности
речи, пения, музыки и т. п.) или более высокую пропускную спо-
собность (например, скорость передачи дискретной информации).
Наличие на первичной сети, кроме стандартных каналов, также и
различных широкополосных каналов определяет степень неодно-
родности первичной сети.
Четвертой характеристикой первичной -сети связи является ее
надежность и живучесть, т. е. вероятность повреждения отдельных
каналов и целых магистралей (как за счет выхода нз строя аппа-
ратуры уплотнения, так и канального оборудования). При этом
надежность отдельных каналов или целых 'магистралей может ха-
рактеризоваться временем наработки на отказ и временем их вос-
становления.
Наряду с этими четырьмя характеристиками первичной сети
имеются другие характеристики, как-то: вид и разнообразие при-
меняемых магистралей (кабельные, воздушные и т. я.), наличие
и число промежуточных пунктов, общая протяженность магистра-
лей и т. п. При создании первичной сети важнейшими характери-
стиками являются также экономические показатели. Однако в
дальнейшем мы будем предполагать, что первичная сеть связи уже
создана и принимать во внимание в качестве основных характери-
стик первичной сети связи только указанные выше четыре ее ха-
рактеристики (структуру, пропускную способность, однородность
и надежность).
В соответствии с принципами построения ЕАСС первичная сеть
служит основой для создания различного рода так называемых
вторичных сетей.
1.2. Вторичные сети связи
Вторичные сети могут рассматриваться с точки зре-
ния различных критериев- Например, отдельные каналы и- их пуч-
ки могут арендоваться различными ведомствами. Тогда говорят,
что на первичной сети образованы ведомственные вторичные сети.
Таким образом, все вторичные сети, с точки зрения их принад-
лежности, могут быть разделены на государственные и ведомст-
венные.
Вторичные сети могут быть разделены по виду передаваемой
информации. Например, телефонные, телеграфные и другие вто-
ричные сети, образованные на базе коаксиальных кабельных и ра-
диорелейных магистралей, а также трактов с использованием ис-
кусственных спутников Земли, входящих в первичную сеть, стро-
ится вторичная сеть междугородного телевизионного вещания.
Аналогично строится вторичная сеть звукового вещания на базе
специальных каналов, организованных по трактам многоканаль-
ных систем кабельных, радиорелейных и воздушных магистралей,
также входящих в первичную сеть.
Вторичные сети могут различаться также по способу распреде-
ления передаваемой информации, например, некоммутируемые,
коммутируемые и коммутации сообщений.
Способ распределения информации с одной, стороны влияет на
пропускную способность, надежность и живучесть вторичных се-
тей, а с другой — определяет функции и принципы построения си-
стемы управления сетью. Остановимся более подробно на разно-
видностях вторичных сетей.
Первичная сеть обеспечивает связь только между определен-
ными парами ее узлов. При этом практически всегда магистраль
прокладывается далеко не между всеми парами узлов первичной
сети. Поэтому для создания вторичной сети распределения инфор-
мации, обеспечивающей передачу информации между любой парой
узлов, на узлах первичной сети необходимо установить устрой-
ства для создания тракта передачи информации между каналами
различных магистралей, оканчивающихся в одном и том же узле.
Кроме того, на сети связи должны быть установлены устройства
обеспечения связью между абонентскими линиями, при помощи
которых абонентские пункты (Аб) подключаются к узлам связи,
а также между различными парами абонентских линий, включен-
ных в один и тот же узел. Образуемые при этом вторичные сети
различаются типом устройств, обеспечивающих создание тракта
передачи информации между каналами различных магистралей,
между каналами и абонентскими линиями, а также между различ-
ными парами абонентских линий.
При образовании некоммутируемой вторичной сети во всех уз-
лах первичной сети или на некоторых из них устанавливаются
устройства кроссовых соединений. Например, известно, что при
небольшом числе АТС городской телефонной сети между ними
должна быть организована связь по принципу «каждая с каждой»,
т. е. необходимо иметь пучки соединительных линий между каж-
дой парой АТС. По принципу «каждая с каждой» можно органи-
зовать связь между АТС внутри каждого стотысячного узло-
вого района крупных ГТС. Если для создания каждого пучка ли-
ний между АТС прокладывать отдельный кабель, то в связи с тем,
что каждый пучок имеет небольшое число соединительных линий,
между отдельными парами АТС емкость прокладываемых кабелей
будет небольшой.
Для повышения емкости кабеля в него включают соединитель-
ные линии нескольких пучков, При этом прокладываются кабели
между частью АТС, а сеть соединительных линий между каждой
парой АТС организуется путем необходимых переключений в крос-
сах АТС. Такое повышение емкости кабеля приводит к значитель-
ному сокращению стоимости строительства соединительных линий,
а также к повышению использования блоков телефонной канали-
зации.
Таким образом, принцип построения первичной городской ка-
бельной сети не совпадает с принципом организации связи
АТС ГТС. Поэтому образование вторичной сети соединительных
линий между всеми парами АТС производится путем необходимых
переключений в кроссах АТС, т. е. на базе первичной городской
кабельной сети создается вторичная некоммутмруемая сеть соеди-
нительных линий между всеми пара-
ми АТС.
Пусть на рис. 1.2 изображена пер-
вичная кабельная сеть соединительных
линий. Не все ее узлы, на базе кото-
рых необходимо организовать АТС,
соединены между собой кабелями сое-
динительных линий. Нетрудно видеть,
что между АТСЙ >и АТС3, ATCg и ATCs
не проложены кабели, а соединитель-
ные линии могут быть образованы пу-
тем кроссовых соединений в кроссах
Рис. '1.2
АТС] (АТС4), АТС] и АТСз, -или АТС3 .и АТС4. Аналогично соеди-
нительные Линин /между АТС] и АТС4, «между 'которыми кабель так-
же не проложен, могут быть образованы в кроссе ATCs, «нл«и АТСз,
или ATC2. При организации щучка соединительных линий, напри-
мер, между АТС2 «п АТСз, через кросс АТС] (АТС4) каждая соеди-
нительная лишня данного пучка будет составлена -из линий двух
ветвей (двух участков) Pi-s «и Pi-s(P2-4 н р^в) -и длина такой соеди-
нительной л ними будет равна суммарной длине «ветвей Pi—2 н Pi-5
(Р2-4 и Pi-5)- При организации этого пучка соединительных линий
через кроссы АТС] и АТСз (или АТС4 и АТСз) «каждая соединитель-
ная линия будет составлена уже из линий трех ветвей Р1-2, pi—3 и
рз—5 (или Рг-ъ рз-4 и рз-5),.а ее длина будет равна суммарном дли-
не этих трех ветвей.
В случае, когда для образования соединительной линии исполь-
зуется одно транзитное кроссовое соединение (т. е. имеется два
транзитных участка соединительной линии), будем говорить, что
имеется однотранзитная соединительная линия. При наличии в сое-
динительной линии I транзитных кроссовых соединений будем го-
ворить, что /имеется /-транзитная соединительная линия. На
рис. 1.3 упрощению показано образование однотранзитной двух-
проводной соединительной линии (ел) от АТС2 к ATCg через-
кросс АТС].
На рис. 1.4 приведен пример образования вторичной некомму-
рамка
Рис. 1.3
Рис. 1.4
тируемой сети из сети, изображенной на рис. 1.2. При этом услов-
но пучок соединительных линий изображен одной линией, а стан-
ционная сторона стрип-
са — точкой. В рас-
сматриваемом приме-
ре вторичная неком му-
тируем а я сеть была об-
разована иа основе
первичной сети много-
канальных магистра-
лей отдельных кана-
лов путем кроссовых
соединений. Если пер-
вичная .сеть допускает
выделение групп кана-
лов, то может быть •
осуществлено транзит-
ное соединение целой
группы каналов без
выделения ее отдель-
ных каналов. В этом
случае говорят, что
осуществлено грулп-о- •
вое «высокочастотное
транзитное сюедише-ние. Такие гручштавые высокочастотные транзит-
ные соединения характерны для междугородной связи, а также
для оргакмаации других связей, когда требуется сократить число
перепрнемов по 'низкой частоте. Кроме того, высокочастотный
-транзит ‘необходим для обеспечения транзитного соединения ши-
рокополосных каналов, «треда азначенных, например, для высоко-
скоростной передачи данных.
При наличии на сети кроссовых соединений отдельных каналов
и их групп некоммутируемая сеть является, очевидно, неоднород-
ной. Обычно структура некоммутируемой сети повторяет струк-
туру первичной сети, на основе которой она образовала. При этом
среди узлов некоммутируемой сети могут быть выделены У НС, в
которых все каналы использованы для образования транзитных
соединений. Такие У НС будем называть транзитными У НС,
Если в узле первичной сети отсутствует аппаратура кроссовых
соединений, то такой узел не будет относиться к узлам некомму-
тируемой сети н в этом случае структура некоммутируемой сети
будет отличаться от структуры первичной сети, на базе которой
она образована.
До последнего времени кроссовые соединения осуществлялись
в основном пайкой или ручным переключением штепсельных сое-
динений. В настоящее время проводятся работы по автоматизации
кроссовых соединений. Создание автоматизированного кросса поз-
волит значительно сократить время кроссовых переключений и
предоставит возможность •осуществлять кроссовые -переключения
на расстоянии.
В узлы неком мути руемой сети могут включаться абонентские
лииии, которые соединяются с каналами (линиями) сети также
при помощи кроссовых соединений. Например, если абонентским
пунктом является какой-либо датчик автоматизированной системы
управления, контролирующий важный' параметр я значения кото-
рого непрерывно поступают в пункт обработки информации этой
АСУ, то абонентская линия такого абонентского пункта может быть
постоянно скросснрована с одним, а может быть, и с несколькими
каналами. Кроссовые соединения абонентской линии с каналом
или абонентских линий между собой целесообразны также в том
случае, когда абонентская линия является широкополосной. При-
мером такой абонентской линии может служить абонентская ли-
ния от ЭВМ или вычислительного центра.
Однако в большинстве случаев каналы вторичных сетей явля-
ются коллективными для всех или группы абонентских пунктов,
включенных в данной У НС. В У НС в этом случае устанавливается
аппаратура оперативной коммутации, обеспечивающая подключе-
ние абонентской линии к каналу лишь на время передачи инфор-
мации, и, таким образом, на базе вторичной некоммутируемой сети
образуется другого типа вторичная сеть — вторичная коммутируе-
Рис. 1.5
мая сеть. На «рис. 1.5
изображен прчм-щип ор-
ганизации такси вто-
ричной коммутируемой
сети, из 'которого вид-
но, что в yKi установ-
лена аппаратура опе-
ративной ком мутации
каналов и линий, обе-
спечивающая подклю-
чение абонентских ли-
ний к каналам, вклю-
ченным в У Ki. В том
случае, когда в узле
сети осуществляются
только кроссовые сое-
динения, как, напри-
мер, в yHCj, то такой
узел сети не считается узлкми коммутируемой сети. Таким образом,,
структура коммутируемой сети может отличаться от структуры
некоммутируемой сети.
Следует отметить, что в коммутируемой сети оперативная ком-
мутация только абонентских линий с каналами может осущест-
вляться лишь в исключительных случаях, например, на городских
телефонных подстанциях [1], концентраторах интегральной циф-
ровой системы связи (78] и других аналогичных УК, предназначен-
ных для концентрации нагрузки [3]. Обычно же на УК осущест-
вляв?^ оперативная коммутация каналов и абонентских линий
(рис. 1.6).
Вторичная коммутируемая сеть может быть образована и непо-
средственно на базе первичной сети, когда в узлах связи будет
установлена лишь аппаратура оперативной коммутации.
На базе первичной сети может быть образована и вторичная
сеть коммутации сообщений (рис. 1.7), когда в узлах сети уста-
навливаются запоминающие устройства ЗУ и аппаратура, обеспе-
чивающая прием из кана-
ла пли из абонентской
линии в ЗУ дискретной
информации и ее выдачу
в определенной последо-
вательности в канал или
абонентскую линию в со-
ответствии с адресом,
приписанным каждому
сообщению. При этом
следует иметь в виду, что
в УКС может быть пре-
образование скорости пе-
редачи информации. На-
пример, от абонентских
пунктов в ЗУ может по-
ступать информация
Р.ИС- 1.6
со
средней скоростью 1200 бод,
а передаваться в широкопо-
лосные каналы со скоро-
стью 48000 бод.
Вторичные сети комму-
тации сообщений могут об-
разовываться также на базе
некоммутируемых и комму-
тируемых вторичных сетей.
При этом практически все
эти вторичные сети, как пра-
вило, образуются на одной
и той же первичной сети.
Пусть необходимо построить
вычислительную систему на
базе ЭВА4 крупной мощно-
сти, допускающих работу в системе разделения времени (14]. В та-
ких системах оконечные устройства (консоли) обычно включаются
в ЭВМ меньшей мощности н решение задачи, вводимой через ту
или иную консоль, обычно осуществляется на той ЭВА4, в которую
включена соответствующая консоль. В том случае, когда произ-
водительности ЭВМ недостаточно для решения введенной задачи,,
2Г
эта ЭВМ передает решение задачи (пли ее части) другой ЭВМ
большей производительности, с которой она связана. Одна зада-
ча одновременно может решаться несколькими крупными и сред-
ними ЭВМ. Для связи таких ЭВМ, которые могут располагаться
территориально в разных местах и даже разных городах, создает-
ся сеть связи. При этом, «а «перЕлчноп -сети для связи ЭВМ, обмен
информацией между которым1И обычно ведется по высокоскорост-
ному каналу (сторядка 4800бод), строится -некюммутируемая сеть.
Для связи же кои-солей со среди ими ЭВМ может ст рнм сняться
среднескоростной канал (порядка 1200 бод). Учитывая, что пере-
дачу дискретной информации со скоростью 1200 бод допускает
стандартный телефонный канал, для связи консолей со средними
ЭВМ может быть (использовав! а существующая разветвленная вто-
ричная коммутируемая телефонная (городская, зоновая н между-
городная) сеть свя'3й1.
Таким образом, для создания одной вычислительной системы
могут использоваться два вида вторичных сетей. Аналогичная си-
туация может возникнуть при создании сети связи в автоматизи-
рованной системе управления отраслью народного хозяйства и дру-
гих АСУ.
1.3. Структура сетей связи
В зависимости от числа абонентов и размера тер-
ритории, на которой расположены абонентские пункты, сеть связи
может иметь различную структуру, т. е. число узлов и способ их
связи между собой, а также способ связи абонентских пунктов с
узлами. При небольшом числе абонентских пунктов сеть связи
может состоять лишь из одного узла У, с которым все .V абонент-
ских пунктов Аб- связаны (рис. 1.8) непосредственно при помощи
абонентских линий (ал). Такое построение было характерно для
ГТС с ручными телефонными
станциями РТС [3]. Например,
Московская ГТС до ее автомати-
зации имела лишь одну телефон-
ную станцию, в которую в конце
срока ее эксплуатации включа-
лось до 60 тыс.- абонентских ли-
ний. По такому принципу могут
Рис. 1.8
Рис. 1.9
строиться коммутируемые сети связи на базе АТС .б малых городах
it поселках городского типа?
Однако из-за низкого использования абонентских линий, кото-
рое, например, для абонентских линий колеблется от 3 до 14%
в час наибольшей нагрузки (чип) [3, 60], рассмотренное построе-
ние сети приводит к большому перерасходу кабеля. Для сокра-
щения расхода кабеля стремятся уменьшить длину малоисполь-
зуемых абонентских линий, строя сеть связи по радиальному прин-
ципу (рнс. 1.9).
При радиальном построении сети связи, кроме центрального
узла, который мы будем называть узлом первого класса У1; в мес-
тах сосредоточения абонентских пунктов создаются узлы второго-
класса У11. В каждый из них включаются абонентские линии толь-
ко от абонентских пунктов, расположенных вблизи соответствую-
щего У11. При этом длина абонентских линий заметно сокращается.
Узлы второго класса связаны с У1 соединительны мн линиями (сл)
коллективного пользования. За счет того, что каждая сл может*
использоваться при передаче информации от любого Аб, эффек-
тивность ее использования заметно возрастает. Так, на ГТС ис-
пользование сл в чин может составить 75—85% (при крупных
пучках сл).
В случае радиального построения сетей связи передача инфор-
мации между Аб, включенными в разные Уи, осуществляется че-
рез У1 и через два У11. В зависимости от назначения узлы второго-
класса делятся на два основных типа.
Первый тип У11 предназначен лишь для концентрации инфор-
мации, т. е. передачи информации от малоиспользуемых абонент-
ских линий к высокоиспользуемым сл и обратно, и не позволяет
непосредственно передавать информацию одной ал к другой ал.
Примером этого типа Уп может служить городская телефонная-
подстанция [1], устанавливаемая в жилом доме или небольшом?
микрорайоне. В подстанцию включаются ал только от абонентов-
этого дома или микрорайона; сл от подстанции включаются в АТС.
На такой телефонной подстанции могут устанавливаться соеди-
нения между ал и сл (исходящая связь) н между сл и ал (входя-
щая связь). Другим аналогичным примером узла второго класса
может служить концентратор интегральной системы связи [78]. На
сети коммутации сообщений в качестве У11 может рассматриваться-
УАС, в котором преобразуется скорость передачи сообщений, на-
пример, с 1200 до 48000 бод.
Второй тип У11 отличается от первого наличием возможности’
передачи информации между абонентскими пунктами без занятия
сл к У1. -Примером такого Уп может служить телефонная подстан-
ция с переключателем направления [3], учрежденческая автомати-
ческая телефонная станция (УАТС) [3], оконечная станция (ОС) [2]'
на сельской телефонной сети и т. п.
Радиальный принцип построения сети связи может использо-
ваться лишь на небольшой территории. На большой территории1
23
сеть связи строится по радпалыю-узловому принципу. При этом
принципе построения имеется более двух классов узлов сети. На
рис. 1.10 изображена сеть, построенная по радиально-узловому
принципу с узлами трех классов: У1, Уы, У1П. Передача информа-
ции между Аб, включенными в разные Уш, может осуществляться
как через три узла (исходящий У1Й, УВ * * 11, входящий У111),.так и че-
рез пять узлов (исходящие У111, У1Г, У1 и входящие У11, У111). При-
мером построения сети по радиально-узловому принципу построе-
ния может служить сельская телефонная сеть (СТС) [2].
В районном центре устанавливается (рис. 1.11) центральная
телефонная станция (ЦС), которая является центральным узлом
коммутации СТС и выполняет одновременно функции городской
телефонной станции, так как в ЦС включаются ал от городских Л б.
Из-за большей территории, охватываемой СТС, непосредственное
включение всех абонентских линий в ЦС могло бы привести к уве-
личению их протяженности. Для сокращения длины ал, т. е. эко-
номии расхода кабеля, и а СТС применяется узл©образование с
различной степенью глубины радиально-узлового принципа ее по-
строения.
При небольших расстояниях между ОС и ЦС сеть строится по
радиально-узловому принципу с двумя классами узлов: кроме ЦС,
на сети имеются еще оконечные телефонные станции ОС, вклю-
ченные непосредственно в ЦС. При больших расстояниях между
станциями может применяться радиально-узловой принцип по-
строения с узлами трех типов: кроме ЦС и ОС вводятся узловые
станции (УС). Если расстояние от ОС до ЦС очень велико, как
исключение, допускается радиально-узловой принцип построения
сети с четырьмя классами узлов: кроме ЦС, УС и ОС, устанавли-
ваются еще промежуточные телефонные станции (ПС).
На реальных СТС указанные разновидности радиально-узло-
вого принципа построения цепей могут комбинироваться. Кроме
того, на реальных СТС между ОС и УС могут существовать попе-
речные связи, показанные на рис. 1.11 пунктиром.
Радиально-узловой принцип построения сетей связи допускает
только одни путь установления соединения. Вместе с тем известно,
что применение обходных путей [2] позволяет с одной стороны
обеспечить повышение использования сл, а с другой — повысить
надежность и живучесть сетей [2], когда выход из строя одного
пучка сл не приводит к нарушению связности сети [2]. С этой
точки зрения более предпочтителен принцип построения сетей свя-
зи, при котором имеется связь между каждой парой узлов (рис.
1.12). В данном случае узлы соединяются по принципу «каждый
Рис. LI2
Рис. IJ3
с каждым», между каждой парой узлов прокладывается отдель-
ный пучок сл. Число пучков сл, равное n=2iV —-==7V(JV—1),
растет примерно как квадрат числа узлов. Поэтому такой принцип
построения целесообразен лишь на небольших сетях связи. На-
пример’, на ГТС он применяется при числе АТС не более восьми,
когда емкость ГТС не превышает 80 000 номеров.
На реальных сетях связи обычно применяется комбинация
принципов построения сетей: радиально-узлового и «каждый с
каждым». Например, на ГТС емкостью 800000 номеров, когда або-
нентский номер имеет шесть цифр (шестизначная система нуме-
рации), организуются стотысячные узловые районы (рис. 1.13) и
в каждом таком районе создается узел входящих соединений
(У ВС). На У ВС (представляющем собой У1) устанавливаются '
коммутационные приборы, обеспечивающие объединение телефон-
ных потоков, поступающих от АТС (т. е. У11) других стотысячных
районов. Различные АТС одного и того же стотысячного узлового
района могут соединяться по принципу «каждая с каждой». Та-
ким образом, образуется как бы несколько сетей по 100 000 номе-
ров, связанных между собой через У ВС.
При емкости ГТС в несколько миллионов номеров (семизнач-
ная система нумерации), кроме У ВС, в каждом стотысячном узло-
вом районе организуются узлы исходящих соединений (УИС), ко-
торые позволяют объединить небольшие пучки сл от различных
Рис. 1-14
АТС одного узлового района (рис. 1.14). При этом вся сеть раз-
бивается на зоны емкостью до одного миллиона абонентов (мил-
лионная зона), зона включает стотысячные узловые районы, в каж-
дом из которых АТС по-прежнему
могут быть соединены по принципу
«жаждая с каждой». Таким образом,
на такой сети организуется несколь-
ко сетей емкостью 1 000 000 номеров
каждая, которые связаны между
собой через УИС. При этом в каж-
дом стотысячном узловом районе
могут быть применены отдельные
УИС для связи к каждой миллион-
ной зоне.
На сетях с несколькими мил-
лионными зонами -связь от УИС
к У ВС организуется по принципу
«каждый с каждым». Границы мил-
лионных зон на таких сетях опреде-
ляются на основе технике -экон омических расчетов, производимых
при проектировании сетей. Примерное расположение миллионных
зон одной из ГТС показано на рис. 1.15. Первая зона размещается
в центре; вторая, третья и четвертая расположены по концентри-
ческим окужиостям по отношению к первой.зоне. Конечная ем-
26
кость этой сети — 4 000 000 номеров. В каждой миллионной зоне
может быть организовано до десяти узлоа УИС и У ВС. В целом
на такой сети может быть построено до 40 УИС и 40 У ВС.
Вторым примером применения комбинации радиально-узлового
принципа построения сетей связи и принципа «каждый с каждым»
может служить телеграфная сеть СССР [43]. На телеграфной септ
СССР выделяются три класса узлов: главный узел — ГУ (узел
второго класса), областные узлы — ОУ (узел третьего класса) и
районные узлы — РУ (узел четвертого класса). Вся территория:
страны разбита на 16 зон, в каждой из которых имеется свой ГУ^
Все главные узлы связаны друг с другом по принципу «каждый с
каждым». В зоне каждого ГУ располагаются ОУ и РУ, причем ОУ
подключается радиально к ГУ, а РУ — к ОУ. При этом допускает-
ся непосредственное соединение двух ОУ каждых зон между со-
бой. Телеграфный узел г. Москвы является центральным узлом —
ЦУ (т. е. узлом первого класса) и соединен со всеми ГУ. С ЦУ
и некоторыми ГУ связаны узлы сети международного абонентского
телеграфирования Телекс и международной телеграфной сети
стран социалистического лагеря Европы Геитекс Принцип по-
строения телеграфной сети СССР показан на рис. 1.16.
Рис. Ыб
Создаваемая в нашей стране автоматическая коммутируемая
междугородная телефонная сеть страны [2] также строится на ос-
нове комбинации радиально-узлового принципа построения сетей
и принципа «каждый с каждым». Вся страна разбивается на зоны.
В каждой зоне организуются одна или две междугородные теле-
фонные станции (АМТС), и автоматически коммутируемая теле-
фонная сеть страны предназначена для осуществления связи меж-
ду-зоновыми телефонными сетями. Кроме АМТС, представляющих
городнон телефонной сети СССР
Ряс. 1.17
собой узлы третьего класса, предусматриваются узлы первого
класса (узлы автоматической коммутации первого класса —
У А К-1) и узлы второго класса (узлы автоматической коммутации
второго класса — АУ К-1Г).
Принцип построения автоматической коммутируемой между-
бражек на рис. 1.17. УАК-1
соединяются между собой по
принципу «каждый с каж-
дым». В то же время каж-
дый УАК-I является цент-
ром сети с радиально-узло-
вым построением. Он соеди-
нен с УАК-IК а У A К-1 К в
свою очередь, соединен с
АМТС. При увеличении чис-
ла обходных путей и нали-
чии достаточной нагрузки
предусматривается также
связь АМТС не только с УАК-П своей зоны, но и с УАК-Н сосед-
ней зоны и даже непосредственно с УАК-1, а также непосредствен-
но между соседними АМТС. Аналогичный принцип построения
принят и для междугородной телефонной сети [2].
Рис. яле
В соответствии с рекомендациями МККТТ па земном шаре
должны быть созданы центры автоматической коммутации трех
классов: СТ CTZ ы СТ$. Каждый из этих центров является око-
28
печной междугородной станцией, а СТ\ и СГ2, кроме того, — цен-
трами автоматического транзита для международной или меж-
континентальной связи. Узлы C7’i, создающиеся в Москве, Лон-
доне, Нью-Йорке, Токио, Сиднее, Сингапуре и одном из городов
Африки, соединяются между собой по принципу «каждый с каж-
дым». Каждый из этих семи СТ\ является центром своей зоны, он
соединен .прямыми связями с СТ % своей зоны, а последние с СТ3
своей зоны.
Повышенные требования к надежности и живучести сетей свя-
зи приводят к необходимости применения принципа построения
сетей связи, характеризующегося наличием ряда У1, связанных
между собой по так называемому «принципу близкодействия» и
подключаемых к ним уз-
лов второго класса (рис.
1.18). Абонентские линии
включаются только п У11.
При этом узлы второго
класса могут подклю-
чаться как к одному У1,
так п- к нескольким. В не-
которые Уп узлы второго
класса могут не вклю-
чаться. Такне сети, полу-
чившие название распре-
деленных, все больше на-
чинают применяться при
создании систем распре-
деления информации, осо-
бенно пр'Н создании воен-
ных сетей [93], структура
которых имеет явно вы-
раженный «решетчатый»
цузской военной интегральной сети связи имеет вид, изображен-
ный на рис. 119. Узлы первого класса У1, называемые опорными
узлами, располагаются в узлах решетки, а узлы второго класса У11,
называемые концентраторами, подключаются к одному или несколь-
ким У1. Для повышения надежности и живучести распределенных
сетей в них могут применяться диагональные связи (на рис. 1.19
они показаны пунктиром). В узлы второго класса, кроме сл, мо-
гут включаться сл от узлов третьего класса.
Р«нс. 1.19
характер. Например, структура фран-
1.4. Иерархия сетей связи
«Глубокая децентрализация средств распределения
информации, предусматривающая использование узлов различных
цлассов, позволяет сократить расходы на линейные сооружения.
При этом необходимость замыкания нагрузки внутри какого-либо
. 29
района (зоны), а также требования к удобству системы нумерации
с использованием сокращенных номеров для передачи информа-
ции внутри зоны приводит к иерархическому принципу построения
сетей связи (рис. 1.20).
Иерархическая сеть связи состоит из сетей нескольких рангов.
Узлы сети i-ro ранга включаются в один или несколько узлов сети
(t-—1)-го ранга. «При этом часто узлы i-ro ранга рассматривают
в качестве оконечных уз-
лов сети (i—1)-го ранга.
Например, в автоматиче-
ски коммутируемой сети
связи нашей страны мож-
но выделить междугород-
ную сеть (сеть I ранга)
с узлами У/17(-7, У A K-If
и АМ ТС, последние из
которых являются с од-
ной ст'ороны оконечными
узлами третьего класса,
а с другой — узлами пер-
вого класса автоматичес-
ки коммутируемых зоно-
вых телефонных сетей
связи [2] (сеть II ранга).
Зоновая телефонная сеть
состоят из местных сель-
ских (СТС) и городских
(ГТС) тел ефони ых сетей
(сети III ранга) и внут-
ризоновой сети, обеспе-
чивающей связь между
отдельными местными се-
тями внутри зоны. Око-
нечными узлами внутри-
зоновой сети являются
центральная стация *СТСт
районные АТС, УИС,
У ВС городской телефон-
ной сети. В районную
АТС могут включаться
фабричные, заводские и другие учрежденческие и ведомственные
сети. Последние являются уже сетями IV ранга. _
В свою очередь, телефонная сеть связи СССР входит в между-
народную телефонную сеть связи на правах сети более низкого
уровня.
Иерархический -ггри-ицил построения -имеет и телеграфная
сеть СССР, а также создаваемые сети передачи данных меж-
-ду ЭВМ.
1.5. Принципы построения узлов коммутации
Коммутационная система, являющаяся одним из
элементов системы связи, обеспечивает распределение информа-
ции в пределах одного узла. Рассмотрим принцип построения ком-
мутационной системы узла коммутируемой сети каналов и линий,
как примера наиболее сложной коммутационной системы.
Узел коммутации УК, предназначенный для соединения (ком-
мутации) между собой каналов, абонентских и соединительных ли-
ний, является одним из основных элементов коммутируемой си-
стемы связи. Объем оборудования узлов коммутации составляет
существенную часть общего оборудования систем связи. Так, в на-
стоящее время затраты на оборудование узлов коммутации мест-
ных телефонных сетей составляют порядка 30%, а междугород-
ных — 20% от общих затрат на оборудование этих телефонных
сетей. В связи с внедрением на сетях аппаратуры уплотнения и
механизации трудоемких процессов при строительстве линейного
оборудования и других видов сооружений наблюдается тенденция
к снижению стоимости этой части оборудования систем связи. В то
же время все возрастающие требования к качеству обслуживания
абонентов н введение новых услуг для абонентов приводит к росту
затрат на станционное оборудование УК, т. е. наблюдается тен-
денция к увеличению доли звтрат на коммутационное оборудова-
ние от общих затрат на строительство телефонных систем связи.
При этом в связи с существенным расширением функций, выпол-
няемых узлами коммутации при обслуживании абонентов, наблю-
дается тенденция к росту доли затрат на устройства управления
УК. Например, если в координатных системах АТС [45] затраты
на оборудование управляющих устройств равны 18—25% от об-
щих затрат на оборудование УК, то в квазиэлектронных АТС [57]
эти затраты уже составляют 35—50%.
Первый узел коммутации в виде ручной телефонной станции
был открыт в 1878 г. в г. Ныо-Хевене (США). Развитие автомати-
ческих узлОв коммутации начинается с создания в 1887—1896 гг.
К. М. Москицким, М. Ф. Фрейденбергом и С. М. Бердичевским-
Апостоловым первых АТС.
Узлы коммутации могут быть классифицированы по способу
управления, назначению, принципам построения разговорного
тракта, по применяемым коммутационным приборам и т. п. По
принципу построения управляющих устройств все УК можно раз-
делить на пять типов.
К первому, наиболее ран-
нему типу автоматических
УК, относятся АТС, каждый
искатель которых имеет ин-
дивидуальное управляющее
устройство УУ (рнс. 1.21).
Управление искателями в та-
Вис. 1.21
них АТС осуществляется непосредственно абонентом путем по-
сылки в его У У импульсов от номеронабирателя. К узлам комму-
тации первого типа относятся декадно-шаговые АТС [75].
Достоинствами рассматриваемых .узлов коммутации являются:
— простота схем управляющих устройств и всей коммута-
ционной системы, что определяет сравнительно простое техничес-
кое обслуживание;
— высокая степень живучести коммутационной системы, дости-
гаемая благодаря высокой степени децентрализации управляющих
устройств;
— глубокая унификация оборудования, используемого для соз-
дания узлов коммутации различного назначения и емкости.
Благодаря этим достоинствам УК первого типа распростране-
ны достаточно широко на сетях связи и в настоящее время. Одна-
ко нм присущи следующие недостатки:
— низкое использование управляющих устройств (3—7% от
общего времени их занятия);
— зависимость времени установления соединения от абонента
(межсерийные интервалы и задержка абонента при наборе номера
являются составной частью временя занятия приборов станции,
в том числе и управляющих устройств) ;
— отсутствие накопленной информации о номере вызываемого
абонента приводит к ограничению построения структуры сети свя-
зи, а также схемы группообразования коммутационного поля УК;
— исключена возможность установления соединения на сетях
связи по обходным путям.
Второй тип УК характеризуется косвенным способом управле-
ния искателями, при котором информация от вызывающего або-
нента о номере вызываемого абонента (серии импульсов от номе-
ронабирателя) поступают не в индивидуальные устройства иска-
телей, а в специальный коллективный прибор-регистр (рис. 1.22).
Рис. 1.22
При этом в отличие от узлов коммутации первого типа здесь ин-
дивидуальные У У искателей устанавливают соединения под воз-
действием сигналов, поступающих из регистра, в котором была
предварительно накоплена информация о номере вызываемого
абонента. Таким образом, в УК второго типа введена частичная
централизация функций управления установлением соединения и
32
наряду с индивидуальными УУ искателей имеются коллективные
приборы управления — регистры. Примером узлов коммутации
второго типа может служить машинная система АТС завода «Крас-
ная заря» [60].
Наличие регистра и узлах коммутации с косвенным управле-
нием искателями, осуществляющего «накопление и «пересчет
номера вызываемого абонента, позволяет снять ограничение иа
построение структуры сети связи и коммутационного поля УК, а
также создает возможность установления соединений на сети по
обходным путям.
В узлах коммутации с индивидуальными УУ искателей, т. е.
в УК первого и второго типов, применяется, как правило, прямой
способ установления соединения на каждой ступени искания, при
котором отыскание свободного выхода в искателе осуществляется
непосредственно от входа к выходу одновременно с установлением
соединения. В связи с этим на ступенях искания УК первого и вто-
рого типов ограничивается возможность применения многозвенных
схем, что не позволяет использовать схемные способы укрупнения
групп источников нагрузки в повышения доступности пучков при-
боров и соединительных линий, ведущие без увеличения емкости
поля искателя к повышению использования приборов разговор-
ного тракта и соединительных линий.
Начиная с 30-х годов, получают широкое развитие координат-
ные системы АТС, относящиеся к третьему типу узлов коммутации
(рис. 1.23), в которых управление установлением соединения осу-
Ступени искания
Рис. «1.23
ществляется общими управляющими устройствами—маркерами, а
приборы разговорного тракта нс имеют индивидуальных управ-
ляющих устройств, являются пассивными и называются соеди-
нителями.
Применение общих управляющих устройств для установления
соединения позволяет использовать обходной способ установления
соединения, при котором отыскание свободного выхода и проме-
' жуточных линий к нему от входа ступени искания осуществляется
по отдельным от разговорного тракта путям, а установление соеди-
нения разговорного тракта от входа к выходу ступени искания
производится после того, как найден и выбран свободный выход
и свободный путь к нему (принцип обусловленного искания).
В узлах коммутации третьего типа, как и в УК второго типа,
применяется косвенный способ управления приборами разговор-
2—90 33
него тракта и отыскания регистров. Здесь регистры управляют
установлением соединения на ступенях искания через маркеры,
передавая в них информацию о номере вызываемого абонента.
Таким образом, на УК третьего типа все функции управления
установлением соединения централизованы и все управляющие
устройства являются коллективными. При этом степень централи-
зации функций управления изменяется в широких пределах.4 Так,
в зависимости от вида применяемых регистров, узлы коммутации
третьего типа делятся на УК с регистрами по ступеням искания
(см. рис. 1.23) и с общими регистрами (рис. 1.24). Узлы комму-
Рис. 1.24
тации с общими регистрами делятся на УК с маркерами по сту-
пеням искания (рис. 1.24) и с общими (централизованными) мар-
керами (рис. 1.25). Кроме того, иа УК третьего типа могут при-
Рис. 1.25
меняться функциональ-
ные маркеры. Примерами
УК третьего типа с ре-
гистрами по ступеням ис-
кания может служить
шведская координатная
АТС типа ARF-50 [65]; с
общими регистрами и
маркерами по ступеням
искания — отечественные
координатные АТС типа
АТСК, АТС К-Ю0/2000
[45], а также шведские ко-
ординатные АТС типа
Д-204 [70] и ARF-10 [31]; с общими регистрами и функциональными
маркерами — американские координатные АТС большой емкости
типа Кроссбар № 1; с общими регистрами и общими (-централи-
зованными) маркерами — американская АТС типа Кроссбар Кв 5.
Наличие общих управляющих устройств — регистров и марке-
ров, устраняющих непосредственное влияние абонента на процесс-
поиска свободного пути и установление соединения, позволяет ши-
роко применять узлы коммутации третьего типа (за исключением
УК с регистрами по ступеням искания) на сетях связи, допускаю-
щих установление соединения по обходным путям. На таких УК
часто регистр не выполняет функцию пересчета номера вызывае-
мого абонента в номер направления (основного илн обходного).
установления соединения. В последнем случае функция выбора
(пересчета) по номеру вызываемого абонента как основного, так
и обходных направлений, выполняется специальным коллективным
прибором — пересчетчиком.
Применение общих управляющих устройств на УК стало воз-
можным благодаря построению их коммутационного поля на ос-
нове соединителей релейного типа (многократного координатного
соединителя — МКС), обладающего большим быстродействием,
чем электромеханические искатели, применяемые в декадно-шаго-
вых и машинных АТС, относящихся к УК первого и второго типов.
Основными достоинствами УК третьего Типа являются:
— гибкость построения структуры сети связи и возможности
организации как обходных направлений, так и повторных соеди-
нений;
— применение обусловленного искания и использование мно-
гозвенных схем коммутации, обеспечивающих высокое использо-
вание приборов разговорного тракта и соединительных линий;
— централизация учета качества обслуживания вызовов.
Следует отметить, что релейные коллективные приборы управ-
ления (маркеры, регистры, пересчетчики) в УК третьего типа
построены по принципу с рассредоточенными функциональными
связями. Например, на рис. 1.26 приведена схема управляющего
устройства У У ступени Г И координатной АТС К-100/2000 [1], со-
держащего четыре блока: определитель входов (ОБ), кодовый
приемопередвтчик (КПП), фиксатор направлений (ФН), пробное
устройство (ПУ). Построение управляющих устройств УК третьего
типа в виде блочной схемы с рассредоточенными функциональными
связями вызвано необходимостью обеспечения быстродействия ра-
боты управляющих устройств при установлении соединений за счет
параллельной работы как ряда функциональных блоков, так и от-
дельных элементов в самих блоках. В связи с этим схемы управ-
ляющих устройств УК третьего типа, как правило, являются до-
вольно сложными. Введение новых услуг для абонентов, требую-
щих .изменения алгоритма функционирования УУ, приводит к из-
Рис. dJ26
2=*
менению структуры функциональных связей между функциональ-
ными блоками, а это связано с шередел-кой схемы УУ.
С появлением новых, еще более быстродействующих элементов
коммутационного поля—герконов и ферридов [57], релейные У У
уже не обеспечивают необходимого быстродействия. Поэтому воз-
никла необходимость применения в устройствах управления элек-
тронных элементов. АТС, в которых коммутационное поле по-
строено на основе многократных герконовых соединителей (МГС),
а устройства управления являются электронными и получили на-
звание квазиэлектрон пых АТС [57]. Благодаря высокому быстро-
действию электронных устройств управления в квазиэлектро иных
АТС стало возможным осуществить еще большую концентрацию
(централизацию) функций управления и создать управляющие
устройства в виде электронных управляющих машин (ЭУМ), по-
строенных, как и универсальные электронные вычислительные ма-
шины (ЭВМ), на основе (рис. 1.27) концентрированных функцио-
нальных связей между функциональными блоками (ФБ) с цент-
ральным блоком управления (ЦБУ) и работающих по принципу
программного управления {34]. Квазпэлектрон'иые АТС с програм-
мным управлением начинают получать все более широкое рас-
пространение.
Разработка АТС, в которых и разговорный тракт построен на
электронных элементах коммутации (электронные АТС), была на-
чата в конце 40-х — начале 50-х годов. Особенно широкое разви-
тие эти работы получили в последние годы на основе импульсно-
временного деления каналов в сочетании с программным управле-
нием На базе ЭАТС с импульсно-временным делением каналов
предполагается создать интегральную цифровую систему связи
(ИЦСС), особенностью которой является единый принцип уплот-
нения внутристанционных соединительных путей и межстанцион-
ных соединительных линий [78]. Наличие программных управляю-
щих устройств является характерной чертой узлов коммутации
четвертого типа. Учитывая размах работ по созданию узлов ком-
мутации четвертого типа и достигнутые успехи, можно ожидать,
что в ближайшем будущем такие УК будут основными узлами -на
местных н междугородных сетях связи. Программное управление
обеспечивает быстроту изменения программ обслуживания, что
особенно необходимо в условиях все возрастающей потребности в
телефонной и телеграфной связи, а также передачи данных, при-
водящей' к заметному изменению ‘конфигурации сети, керераспре-
дел-ению потоков информации н периодическому введению новых
услуг для абонентов.
Узлы коммутации с программным управлением (УК четвер- "
того типа) характеризуются: ,
' — легкой' приспосабливаемостыо к любой структуре сети, к
назначению и емкости УК, а’ также к введению новых услуг або-
нентам и другим видам -изменений алгоритма работы управляю-
щего устройства;
Ф
— 'наличие автоматического самоконтроля системы, включаю-
щего переустановлеиие соединений в случае возникновения сбоев
в работе программы или отказов по техническим причинам;
— высоким использованием коммутационного оборудования и
соединительных линий;
— использованием пультов для местного и дистанционного кон-
троля, в состав которых входят и устройства визуального наблю-
дения;
— блочным построением оборудования, обеспечивающим удоб-
ство изготовления и внесения изменений в схемы в процессе экс-
плуатации.
Однако узлы коммутации с программный! управлением обла-
дают и рядом недостатков, основными из которых являются:
— сложность разработки ЭУМ по сравнению с разработкой УУ
с рассредоточенными функциональными связями (маркерами, ре-
гистрами и т. и.);
— 'необходимость применения специальных мер для обеспече-
ния высокой надежности ЭУМ;
— потребность в эксплуатационном персонале высокой квали-
фикации.
Высокая централизация функций управления в программных
УК позволила возложить на ЭУМ функции системы динамического
управления сетью [51], одна из основных задач которой состоит
в анализе изменений, происходящих на сети связи, и выборе опти-
мального плана распределения потоков.
Узлы коммутации с программным управлением, функционирую-
щие на сетях связи -с динамическим распределением потоков ин-
формации, иа которых ЭУМ выполняет также функции по управ-
лению сетью, относятся к УК пятого типа.
Краткий анализ развития управляющих устройств узлов ком-
мутации показывает тенденцию к расширению и централизации
функций, выполняемых управляющими устройствами. Объем вы-
полняемых функций и степень их централизации в современных
управляющих устройствах достигли такого уровня, что появилась
необходимость использования в качестве управляющих устройств
узлов коммутации программных электронных управляющих машин.
Поэтому, если в первых двух типах УК коммутационные устрой-
ства и устройства управления составляли единое целое, а в УК
третьего типа только наметилась тенденция отделения управляю-
щих устройств от приборов коммутационной системы, то в узлах
четвертого и особенно пятого типов управляющие устройства пред-
ставляют самостоятельный элемент системы связи.
1.6. Принципы построения системы управления
Алгоритм 01 обслуживания заявки, выполняемой
•системой управления при выборе оптимального пути, включает опе-
рации по проверке ряда параметров, которые характеризуют си-
туацию на сети связи. (Последняя определяется критериями каче-
ства. обслуживания л (т. е. числом неустановленных соединений
или временем уста повлек:: л, пли гем п другим одновременно), про-
пускной способностью G и надежностью Н сети. Параметры, в свою
очередь, характеризуют вид и категорию информации — КИ, ка-
тегорию абонента — 7С4, номера узлов, в которые включены вызы-
ваемый (А'”х) и вызывающий (Агу х) абоненты: О2=я]з(л, G, Н, КИГ
КА, N™, А'**).
Параметры можно разделить на два вида. К первому относятся
параметры л, G, Н, характеризующие общую ситуацию, сложив-
шуюся на сети связи, а поэтому их значение можно проверять
независимо от поступающих заявок и значительно реже, чем они
возникают. Кроме того, кратковременные изменения значений этих
параметров могут не влиять на алгоритм обслуживания заявок.
Ко второму виду относятся такие параметры, значения которых
необходимо проверять при обслуживании каждой заявки. Напри-
мер, к ним относятся все параметры, задаваемые источником ин-
формации; адрес вызываемого абонента, его категорнйность, вид
информации и т. п.
Для учета параметров различного вида в системе управления
целесообразно выделить два типа устройств [48]. Устройства пер-
вого типа, осуществляющие проверку значений параметров пер-
вого вида, принято называть устройствами управления сетью УУС.
Эти устройства, анализируя параметр первого вида, определяют
оптимальный план распределения информации, который обеспечит
реализацию максимальной пропускной способности и надежности
сети связи. Если при этом заданные качественные показатели (кри-
терий л) не могут быть обеспечены при данной ситуации на сети,
то УУС должны обеспечить ограничение нагрузки. Таким образом,
устройства управления сетью определяют условия удовлетворения
заявок и выбирают оптимальный план распределения информации
на сети связи.
Устройства второго типа выполняют при возникновении заявки
операции по установлению каждого соединения в соответствии
с выбранными УУС условиями удовлетворения заявок и планом
распределения информации. Эти устройства обычно называют уст-
ройствами управления соединением, или просто управляющими
устройствами УУ.
УУС коммутируемой сети связи должны, во-первых, оценить
пропускную способность G сети в данный момент с учетом вышед-
ших из строя каналов и, во-вторых, распределить потоки инфор-
мации между парами узлов. При изменении ситуации на сети,
т. е. при повреждении других каналов или восстановлении исправ-
ных каналов, УУС должны скорректировать план распределения
потоков -информ аоти.
Если пропускная способность сети не -может удовлетворить все
заявки на соединения -при заданном качестве обслуживания, то
УУС должны обеспечить «ограничение нагрузки.
На рис. 1.28 изображены основные .приборы управления и пока-
зана их связь с коммутацион-ной системой У Д'. УУС, вырабатывая
параметр управления R, передает его в управляющее устройство.
При .вюз’нм'к-новении вызова управляющее устройство, подключаясь
к источнику .вызова, определяет его категорию, которая вместе с
полученными от УУС параметрами управления, используется для
выбора .необходимого режима обслуживания вызывающего або-
нента. После того, 1Как от вызывающего абонента поступит инфор-
мация об адресе вызываемого абонента, управляющее устройство
в соответствии с .выбранным режимом обслуживания начинает
установление соединения. От управляющего устройства к УУС
поступает информация X о значении .коэффициента оптимальности
параметров управления.
Существуют три основные принципа построения системы уп-
равления: централизованный принцип, когда УУС обслуживает все
У/( сети распределения информации; децентрализованный прин-
цип, когда УУС обслуживает только один узел коммутации4); сме-
шанный (территориальный или зоновый) принцип, когда УСС об-
служивает несколько узлов коммутации У/( (рис. 1.29), при этом
каждый узел коммутации обслуживается одним основным и не-
сколькими резервными УУС, являющимися основными для УК
других зои. При централизованном или территория льном принци-
пе .построения системы управления необходимо в УУС передавать
информацию о ситуации на всей (пли соответствующей зоне) сети,
тогда как ©ри децентрализованном принципе построения системы,
управления УУС вырабатывают параметр управления R лишь на
основе локальной информации, полученной от УУС соседних УК,
т. е. таких УК, которые имеют связь с данными УК.
*) При децентрализованном принципе организации системы управления
функции УУС и управляющего устройства коммутационного узла могут выпол-
няться одной и той же аппаратурой.
Глава 2
Некоммутируемые
сети связи
2.1 . Задачи выбора оптимальной структуры
и модель сети связи
Основу сети связи составляют линии (воздушные,,
кабельные, радиорелейные и т. п.) и узлы (станции) связи. В на-
стоящее время практически все линии связи, в том числе и линии
связи городских телефонных'сетей, имеющие небольшую протяжен-
ность, используют для образования каналов связи аппаратуру
уплотнения.
Для обеспечения связи любой пары абонентов экономически
нецелесообразно прокладывать линии связи, уплотненные систе-
мами большой емкости между всеми узлами. Более эффективное
использование каналов достигается в том случае, если линия связи
прокладывается между отдельными наиболее крупными узлами
н на основных направлениях связи, а образование пучков каналов
для передачи информации между остальными узлами сети, или,
как говорят, создание структуры вторичной сети, осуществляется
на узлах при помощи устройств долговременной коммутации.
•Для образования оптимальной структуры сети при проектиро-
вании необходимо определить возможные пути (трассы) органи-
зации пучков каналов, произвести оценку целесообразности орга-
низации пучков 'по каждому из путей и выбрать емкости пучков
таким образом, чтобы обеспечить передачу заданных объемов ин-
формации и наиболее эффективно использовать каналы и обору-
дование сети.
Указанные вопросы проектирования сети представляют слож-
ную научно-техническую задачу, в которой трудно, а порой и ие-<
возможно, аналитически описать происходящие процессы. Для
успешного решения таких задач необходимо применять матема-
тические методы оптимизации и моделирования с широким ис-с
пользованием вычислительной техники. При этом основным усло-
вием, гарантирующим получение объективных результатов проек-
тирования, является построение корректной математической моде-
ли сети. Термин «модель» происходит от латинского «modus»
(копия, образ). Однако это не означает, что модель должна давать
точные описания исследуемых явлений с учетом всех особенностей
и деталей. Построение и изучение таких моделей б общем случае
было бы не проще непосредственного изучения самих явлений.
Поэтому в модели обычно допускается определенная идеализация
действительности, состоящая в том, что из всего многообразия
признаков исследуемого явления отбираются лишь самые харак-
терные и существенные для изучаемых явлений признаки, иссле-
дование которых на модели позволяет получить количественные
соотношейпя, с достаточной точностью описывающие интересую-
щие нас характеристики реального объекта.
Модель сети связи, которая является объектом наших исследо-
ваний, рассматривается как совокупность каналов и узлов. Входы
и выходы каналов 'находятся на узлах, где могут осуществляться
необходимые соединения этих каналов между собой.
Каналы сети могут быть односторонними, если соединение по
ним может устанавливаться только в одну сторону, и двусторон-
ними, если соединение может устанавливаться в обе стороны. Сеть,
состоящая из односторонних каналов, называется ориентирован-
ной. Сеть, состоящая из двусторонних каналов, называется не-
ориентированной Сеть, содержащая как односторонние, так и дву-
сторонние каналы, называется смешанной. ‘
Совокупность каналов, соединяющих непосредственно узлы i
и / сети, образует ветвь ру. Каждая ветвь рц сети характеризуется
«длиной» Zij, емкостью bij и надежностью wy. Длина ветви Itj
определяется расстоянием между узлами i и / или другим пара-
метром ветви (например, стоимостью), пропорциональным ее дли-
не. Емкость ветви определяется обычно числом каналов в ветви
Ру. Надежность ветви су у определяется вероятностью исправного
действия каналов ветви.
Каждый t-н узел сети характеризуется емкостью bi, опреде-
ляемой коммутационными возможностями оборудования узла, и
надежностью wi, определяемой вероятностью исправного действия
оборудования этого узла. Однако при анализе сетей связи в боль-
шинстве случаев считают коммутационные возможности узлов
неограниченными (Ь<=оо), а оборудование узла абсолютно надеж-
ным Это позволяет упростить задачу анализа, исключив
из рассмотрения параметры узлов, влияние которых в необходимых
случаях можно учесть отдельно.
В узлы включаются каналы, образующие ветвь и соединитель-
ные линии от абонентов сети — устройств или станций, являю-
щихся источниками и потребителями сообщений, передаваемых по
сети. Указанные соединительные линии не принадлежат сети и
служат для ввода в сеть поступающих от абонентов сообщений
и вывода их из сети
Сообщения, которые необходимо передать от абонентов узла i
к абонентам узла /, образуют поток сообщений или просто поток
между узлами I и /. Каждый поток между узлами i и j сети харак-
теризуется величиной требований на передачу потока tpij, которая
может определяться либо числом каналов, необходимым для пе-
41
редачи указанного потока, либо числом и длительностью сообще-
ний (нагрузкой), составляющих этот поток.
Для передачи потоков между различными парами узлов в сети
связи образуются пути. Путем gjfrb ik) между начальным ii и ко-
нечным ik узлами через промежуточные (транзитные) узлы i2l is,
..ik-i называется такая последовательность узлов и ветвей
{A, i2, Pizfs, .... ik-ъ Pt- М» в которой ни один узел
не встречается дважды. Каждый путь (/г, т) между произ-
водной парой k н т узлов сети характеризуется длиной и емкостью
пути. Длина пути 1ц определяется суммой длин ветвей,
₽ i
входящих в этот путь1). Емкость пути определяется
минимальной емкостью ветви, входящей в путь.
Аналогичным образом определяется суммарная емкость сово-
купности пугей Л4чщ = {р,1, ц2, ..., -Pg, .... gr) между произвольными
подмножествами (группами) узлов v и «в сети:
при условии, что для всех g^, содержащих ветвь pij,
Для описания модели сети удобно представлять ее в виде
графа, вершины которого поставлены в соответствии узлам, а реб-
ра или дуги — неориентированным или ориентированным ветвям
сети. Характеристики узлов и ветвей сети такие, как емкость, на-
дежность, длина и т. п_, которые будут в этом случае определять
веса соответствующих вершин и ребер (дуг) графа, -представлять
в виде матриц: связности В=||₽о11, (₽у=<1, если в сети существует
ветвь между узлами i и /, в противном случае pij=O), длин
A=IUij||, емкостей ветвей В==||^г1||, надежностей ветвей lF=|wij?
и требований Ф=11фч1|.
2.2 Определение путей (трасс) организации
пучков каналов вторичных сетей
Существует несколько способов определения воз-
можных путей между узлами сети (вершинами графа, представ-
ляющего сеть) [34]. Одним из наиболее удобных и легко поддаю-
щихся машинизации способов определения путей является построе-
ние дерева путей [63]. Этот способ позволяет определить все пути
Здесь :и в дальнейшей знак е обозначает «является элементом мно-
жества».
от одного наперед заданного узла ко всем остальным узлам сети
и состоит из построения дерева путей и прослеживания по этому
дереву каждого пути.
Дерево путей для заданного узла k строится ло -матрице связ-
ности В следующим образом:
1. Отмечаем узел k и выбираем k-ю строку матрицы В.
2. Выписав номера столбцов /е-й строки, в которых значения
элементов матрицы 1, получаем подмножество узлов первого
яруса, образованное узлом /г.
3. Образуем подмножества узлов r-го яруса (г=2, .... h):
а) поочередно выбираем узлы (г—1)-го яруса;
б) для каждого узла I в (г—1)-м ярусе выбираем r-ю строку
матрицы В и выписываем номера столбцов с 0fj=l, (/=1, 2,...» л),
в) исключаем номера столбцов, относительно которых были
образованы подмножества узлов в предыдущих ярусах, связанных
с узлом L Оставшиеся номера столбцов соответствуют подмно-.
жеству узлов r-го яруса, образованному узлом t.
4. Построение дерева -путей продолжается до Л-го яруса, где
h — максимально допустимое число перепрнемных участков в пути.
Имея дерево путей относительно узла k, легко проследить лю-
бой ;из возможных .путей <с задаш-ным числом перегариемных участ-
ков г между фиксированным узлом ,
/г н произвольным узлом /. Для этой /р)
цели: fTY"—
1. В r-м ярусе дерева, образо- /“ + ” \
ванного относительно узла k, нахо- / \
дим заданный конечный узел /.
2. Выписываем номера узлов, от- QLaT------------------*
носнтельно которых образованы
подмножества, связанные с выбран- /
ным узлом /. Выписанные узлы ле-
жат на пути от узла k к узлу /. У
Если узел j встречается в r-м рис 91
ярусе несколько раз, то это озна-
чает, что имеется несколько путей между узлами k и j, с г пере-
прием нымм участками. Все их можно проследить .по дереву .путей.
В качестве примера построим дерево путей для узлов 2 и 1
сети, изобра?кенной в виде графа на рис. 2.1. Матрица связности
этой сети
1 2 3 4 5
1 Г— 1 0 0 1 “I
4 0 1 1—1
5L1 0 1 1 —J
Построим дерево путей для узла 2.
Выписываем исходный узел 2. Из второй строки матрицы В
находим номера узлов первого яруса —1,3 и 4. Для узла 1 из
43
Рис. 2.2
первого яруса выбираем из первой строки матрицы В узлы 2 и 5.
Так как узел 1 связан с узлом 2 нулевого яруса, то во второй ярус
записываем только узел 5. Для узлов 3 и 4 первого яруса из треть-
ей строки матрицы В в подмножество узлов второго яруса попа-
дают узлы 4 и 5, а из четвертой строки узлы <3 и 5. Аналогичным
образом определяются подмножества узлов третьего и последую-
щих ярусов дерева путей.
На рис. 2.2 приведены деревья путей для узлов 2 и /, ограни-
ченные тремя ярусами (г=3). По приведенным деревьям путей
нетрудно проследить пути от узлов 2 и 1 к остальным узлам сети.
Так, последовательность узлов в путях с /г^З:
между узлами 2 и 5 Мае = {2,1,5; 2,3,5; 2,4,5: 2,3,4,5; 2,4,3,5};
между узлами 1 и 4 Л114 = {1,2,4; 1,5.4; 1.2.3;4; 1,5,3,4};
между узлами 1 и 3 Л413 = {1,2,3; 1,5,3; 1,2,4,3; 1,5,4,3}.
Перечень путей между узлами сети удобно записывать в виде
таблицы путей А размера kXTn, где k—- число путей, а т — число
ветвей сети. Каждый столбец таблицы А соответствует ветви сети,
а каждая строка — пути. Элемент таблицы a,j=l, если ветвь
принадлежит пути ц, и aij=0 в противном случае. Для простоты
запись значения а^=0 в таблицу не заносится.
2.3. Определение емкости пучков каналов
Задачу выбора оптимальной емкости пучков кана-
лов между узлами сети можно сформулировать в виде линейной
программы и решать методами линейного программирования [27]
следующим образом.
Пусть М = {;лг-} — совокупность путей, которые могут быть ис-
пользованы для передачи потоков информации между узлами сети;
ft — емкость пути а с» — вес (ценность) этого пути, который
определяет относительную целесообразность использования пути
и может быть выбран обратно пропорционально его длине, стои-
мости и т. в. (Выбор зависит от критерия, по которому произво-
дится оптимизация распределения). При оптимизации по длине
пути в качестве с, можно, например, взять отношение самого длин-,
кого пути к длине рассматриваемого i-ro пути, выбрав коэффи-
циент /г таким образом, чтобы с; были целыми числами:
с--л('т)-
Тогда для получения оптимальной организации пучков каналов
между узлами сети необходимо максимизировать взвешенную сум-
марную емкость путей сети:
^ = 2^/,-
при следующих ограничениях:
1) емкости путей не могут принимать отрицательных значений,
т. е. fj=O для всех pj е /И;
2) суммарная емкость совокупности путей Mki= между
произвольной парой /г и Z узлов сети должна быть равна (если это
возможно) числу (каналов фы> которое необходимо организовать
в пучке между указанной парой- узлов сети для передачи потока
с требуемым качеством обслуживания, т. с.
3) для любой ветви сети суммарная емкость всех путей,
содержащих эту ветвь, не может быть больше емкости ветви,
т. е.
£
Можно показать, что приведенный перечень ограничений являет-
ся полным.
В произвольной сети из п узлов и ют ветвей, ограничение 2) со-
держит т неравенств (по одному на ветвь), а ограничение 3) до
(я—1)я неравенств (по одному на пучок каналов между парой
узлов). Таким образом, линейная программа будет содержать
всего я (я—1) +>т ограничивающих неравенств
Для упрощения учета ограничений 2) и 3) целесообразно не-
сколько видоизменить структуру сети, введя фиктивные узлы и
45
ветви. Фиктивный узел kl
вводится для каждого от-
личного от нуля требования
град. Каждый введенный фик-
тивный узел kl соединяется
с существующим в сети уз-
лом Л, являющимся началом
пучка каналов, и фиктивной
ветвью ры,л, емкость кото-
рой Ьм,ь=фкь Граф вндо-
* измененной сети для нашего
примера приведен на рис.
2.3. В этом случае система
ограничений 2) становится
однотипной с системой огра-
ничений 3), а любой путь ц(.
связывающий между собой
узлы k и I н используемый для передачи потока должен всегда
проходить вначале по фиктивной ветви от узла kl к узлу k,
а дальше ото действительным ветвям Ppqep.j. Поэтому в таблице
путей для видоизмененной сети каждый путь будет дополинтельно
содержать фиктивный узел и фиктивную ветвь, соответствующую
требованиям, которые могут быть удовлетворены по этим путям.
Одним из наиболее эффективных методов решения задач ли-
нейного программирования является симплекс-метод. Алгоритм
симплекс-метода включает две основные операции: операцию вы-
бора ведущего элемента и операцию преобразования элементов
симплекс-таблицы относительно выбранного ведущего элемента.
Ведущий элемент симплекс-таблицы лежит на пересечении ве-
дущего столбца и ведущей строки. Ведущим выбирается столбец
/о таблицы, которому принадлежит максимальная положительная
величина коэффициента целевой функции, т. е. Cj0 =max(c3-]>0.
f
Ведущей выбирается строка io таблицы, в которой отношение сво-
бодного члена bio к элементу ведущего столбца п»о/о>0 является
минимальным, т. е. bija^ min je].
Элементы таблицы преобразуются по следующим правилам:
1. Все элементы a j ведущей строки Lq делятся на ведущий эле-
мент, т-е. <2t-6/=dto/7fl!£o/c. 2. Элементы o^.(t^=t0) остальных строк (полу-
чаются «путем вычитания из мих соответственных элементо'в, а{ s (ве-
дущей -строки, преобразованных в п. 1 и предварительно умножен-
ных на значение элемента ац„ ведущего столбца «в рагасматр.'ивае-
мой i-й «строке, т е. аг=ац—а' .а,. .
г И J м/ Ио
Из п. 2 следует, что в процессе преобразования будут изме-
няться элементы только тех строк, у которых элемент ведущего
столбца ац0 7^=0. В результате преобразования таблицы ведущий
элемент будет равен 1, а все остальные элементы ведущего столбца
будут равны 0. Более подробное описание методов линейного про-
граммирования с необходимыми обоснованиями и доказательства-
ми можно найти, например, в [27].
В качестве примера вновь рассмотрим сеть связи, изображен-
ную на рис. 2.1, с емкостями ветвей, определяемых матрицей
оо 15 0
15 оо 20
0 20 оо
0 10 10
L15 О 15
0 15~|
10 0
10 15
оо 15
15 оо_
Пусть в-указанной сети требуется организовать три пучка ка-
налов между узлами 2 и 5; 1 и 4; 1 и 3 емкостью по 15 каналов
каждый, т. е. ф= {ф25=ф14 = ф1з= 15}. Фиктивные ветви на рис. 2.3
изображены пунктирными линиями. Цифры у этих линий означают
емкость ветви. Для организации пучков допускается попользовать
пути, еаписанные в таблице путей А .(табл. 2.1), полученной рас-
смотренным ранее «методом.
ния формулируется следующим образом. Максимизировать
2V = 2 3’ ПРИ / = 1,2,3,6,7,10,11,
Cj — 2 -|- = 2 при j = 4, 5, 8, 9)
gi = ”«>"/ + 7+7+7
gI =®9>п/+у+«Л-у
‘01 =’*<?>«/+”/ + 7+7+'7+7
‘oi =«?>"/+7+7+7
‘os = M<?>'7 + 7-i-E
‘si =5T<?>EV + IT/+7 + 7+7 + V
s i = ^ > + »y +»/+»/+ у
gi = l‘Slg = «Л > ey «/ + ty y_ «/
si = fn? = »Ч> > 6/ + у _|_ Ц „f
•gi =2'S!9=3Sd1>y+y+y+y+y (g
‘•sr‘ ‘s‘i = ?/ ‘o<7 (i
:xKHH9bHHedjo Hdu
Исходная симплекс-таблица
1 аолиц a 2.2
После введения в каждое из неравенств 2) по одной свободной
переменной Xi, ... Хю, получаем исходную симплекс-таблицу
(табл. 2.2). ('В незаполненных клетках исходной и последующих
си-мплекс-табл'иц стоят (нули).
Допустимым ,решением, соответствующим приведенной исход-
ной симплекс-та-блине, будет:
/х = h ~ /з = /4 — h = /с = h = /а = /» — /ю = /ц ~ fiz = /13 = 0;
хх = х2 = х3 = х4 — хБ = х» = а-10 = 15; хБ = 20; х7 = х8 = 10
л = 2С;//- = о.
извольный из них, например, с минимальным /=il. В выбранном
столбце вычисляем отношения 6ц/ан=15; Ь41/й41==15; t>5ifa5i = \5 и
выбираем максимальное из них. Так как все они равны и в каче-
стве ведущей строки может быть взята любая, выбираем, напри-
мер, первую строку. Следовательно, ведущим элементом будет
вц=1. Далее вычитаем в соответствии с алгоритмом преобразо-
вания симплекс-таблицы первую строку исходной таблицы из всех
остальных строк, предварительно умножив элементы первой стро-
ки на подходящий коэффициент. Получаем преобразованную симп-
лекс-таблицу (табл. 2.3) и новое решение Г=45. (Здесь и
в дальнейшем будут приводиться только значения основных пере-
менных, введенных в базис).
Ш а г 2. Ведущий элемент (в симплекс-таблицах ведущий эле-
мент отмечен звездочкой *). После преобразований получаем симп-
лекс-таблицу (табл. 2.4) и решение 15; fc—0 и F=45.
седьмом тате.
Шаг 3. Симплекс-таблица (табл. 2.5)
fc='10; F=7'5.
Шаг 4. Симплекс-таблица (табл. 2.6)
/е=Ю; fr=5; F=90.
Шаг 5. Симплекс-таблица (табл. 2.7)
/6=-10;Л=5;|/ю=5; F=105.
Шаг 6. Симплекс-таблица (табл. 2.8)
/з=0; 10; 1/7=6; /«=5; F=1O5.
Шаг 7. Симплекс-таблица (табл. 2.9)
/3=5; г/в—5; /?=10; f«=10; /ti=5;i F= 135.
и решение fi=5; /2= 10;
и решение /1=5; /2= 10;
и решение -Д—0; /2= 15;
и решение /i=0; fe=15;
и решение /i=0; /2= 10;
Решение, полученное на седьмом шаге, является оптимальным,
так как в симплекс-та блице нет ни одного Cj>0. Окончательный
результат распределения сведен в табл. 2.10.
1 1 1 1 • 1 1 1
1 1 1 1 ‘ I 1 1 —1 н
1 1 1 1 11 1
1 —1 —1 -1 н ! 1 11 1 1
1 ~l -1 |-1у 1 1 1 1 11
1 1 ' 1 1 1 1
1 и 2 1 1 2 —1 1 - 1
1 1 1 1 1 1 1 1 1
1 1 1 ' 1 1 > 1
. 1 1 11 1 1
0 I 3 3 2 | 2 0 3 —1 I 2 0 3 |_!
‘ 1 1 1 1 1 1 1
I-1 1 1 1 1 1
1 1 1 1 1 1
1 1 ‘ 1 1 1 1
1 1 1 1 1 1 1 1 1 1
1 -2 |-2 1 1 1 2 1
1 > 2 1 1 2 —1 1 1—1 1
11 1 1 1 1 1 1 1
—2 -1 |-> 1 1 1 1 I 1 1
1 11 1 1 1
0 0 —3 -1 н 0 3 2 | 2 | 3 3 I —1
1 1 1 1 1 1 1 15
1 1 1 1 - 1 1 1 1 1 15
1 1 1 1 1 1 1 1 1 15
-1 1 1 1 1 1 1 1 °
1 1 —1 j 1 1 1 1 1 1 0
1 1 ' 1 1 1 1 20
1 1 1 1 1 1 11 1 1 10
1 1 III' 1 1 i0
1 1 1 1 1 1 1 1 15
1 1 1 1 1 1 15
2 I 0 0 | 0 —3‘ 0 I 0 | 0 | 0 0 I 0 | —45
Таблица 2.5
1 . 1 ’ | 1 1 -1 | | . 1 5
1 1 1 1 1 —1 1 1 1 5
1 1 1 1 1 1 1 1 15
1 1 1 1 1 1 I 10
I 1 1 1 —I 1 1 1 1 1 1 10
1 —1 1 1 1 1 1 1 1 1 10
1 1 1 1 —1 1 1 1 1 1 10
I 1 1 1 1 1 1 10
1 —1 1 1 1 1 —1 1 11 1 5
1 1 1 1 1 I 15
2 I —3 I 0 0 I 0 0 1 0 —3 I 0 I 0 0 1 —75
1 1 1-' 1 I"1 1 1 1 ! i
-•! -1 1 1 1 |
1 1 1 1 1 1
1 1 1 1 1 1 1
2 1 2 I-1 1 -1 1 •
-2 I, 2 1 1 1 2
1 2 . 2 1 —1 1 —1
| ‘ *' 1 ' 1 1 1
-2 |--1 -* 1 ‘ 1 1 **
2 1 1 1 1 I-11 1
0 0 0 |-I - 0 01-11 -1 1 3 31 2
I 1 1 1 I-1 1
—1 —i 1 11 1 —1
2 I 1 1 1 1 1-' I
1 1 1 1 1 1 -
—I 1 1 1 1 2 1
2* 2 1 1 —1 —2 —2
I 1 1 1 I 1
1 1 1 1 1 I
—2 —1 —1 1 1 1 1 1 1
2 1 1 1 1 —1 —1 -T-l
0 0 6 2 2 | 0 | 0 —4 —4 0 0 2
1 —1 5
' 1 —1 5
1 1 15
1 10
1 —I —1 1 2 5
—1 1 I —1 10
1 —I 1 10
1 I 10
—1 J 1 — 1 1 5
1 —1 1 1 10
2 —3 —3 0 0 0 0 —3 0 0 0 —90
Таблица 2.7
- 1 —1 0
1 —1 5
г 1 1 —1 1 —1 10
10
1 +1 —1 1 3 1 10
1 —1 1 Т-1 —2 0
1 15
1 1 10
—1 4-1 —1 1 5
1 —1 1 1 10
2 0 —3 0- —3 0 0 0 0 —3 0 —105
1 I 1/2
1 1 1 |+1/2 —1 —1
—1 1 1 1 2* г
—1 1 i | 1/2 1 1 1
—1 1 1 1 2 1
1 1 ]-1/2 -1 -1
1 1 1 1 1
1 1 1 1 1
1 -1 1 —1 -
—1 1 1 1 2 +1
0 0 0 —4 2 0 0 1 —1 2 0 е 2
1 -1/2 1
1/2 -1/2 1 1/2 1/2 1 -1/2
-1/2; 1/2 1/2 1 1/2
-1/2 1/2 1 1/2 1/2 1 1/2
1 1/2 1/2 -1/2 —1/2 1 1/2
1 1/2 1/2 1/2 1 —1/2
1 1 1 1 1 1
1/2 -1/2 -1/2 1 1 1/2
1 —2
0 0 0 -1 - 1 0 0 -1 —I 0 I 0 —1
1/2 1/2 -1/2 -1/2 0
1/2 1 -1/2 1/2 -1/2 -1 5
1 1 —1 +1 10
-1/2 1/2 -1/2 -1/2 I+1 10
1 4-1 —1 1 +3 1 19
1/2 -1/2 1/2 + 1/2 -1 0
1 15
1 1 10
+1 —1 5
1 —1 —1 1 —2 —2 1 10
2 —3 —3 0 0 0 —3 —3 ° —9 0 —105
Таблица 2.9
1/2 • 1/2 -1/2 -1/2 0
1/2 1/2 1/2 . 1/2 -1/2 -1/2 -1/2 10
1/2 1/2 -1/2 1 -1/2 5
-1/2 -1/2 -1/2 + 1/2 —1/2 1/2 5
+1 —1 1 . 1 +3
1/2 1/2 1/2 -1/2 1/2 -1/2 5
1/2 -1/2 1/2 -1/2 10
1 1 10
1/2 1/2 -1/2 3/2 10
-1 Г1 +1 1 +1 1 0
—1 —3 -3 —3 0 0 -3 —3 0 6 0 —135
5'i
Пучок Путь Емкость f{
<?2Б Р-2— {₽23> ₽3ь} f2 = I0
^PS5 l-1-з = { Ргъ Р«) /. = 5
Ре = { Р12» ₽2л} /о = 5
'Ф11 Рт={Р15« Plbl А =10
9is Plu — { Р12. Р23} /10 = ю
Ф13 Ри = { Pig » Рзз! /11 = 5
Таким образом, используя методы линейного программирова-
ния, которые достаточно хорошо разработаны и широко исполь-
зуются для решения различного рода задач оптимизации, можно
получить оптимальное распределение каналов. О диако необходи-
мость производить каждый раз операции над всей симплекс-таб-
лицей приводит к тому, что решать задачи с числом переменных
больше десяти вручную практически невозможно.
Объем памяти и трудоемкость решения ограничивают также
размеры задач линейного программирования, которые можно ре-
шать при помощи ЭВМ. На рис. 2.4 показана примерная зависи-
мость числа ограничивающих нера-
венств N, определяющих объем ли-
нейной программы и ориентировоч-
ное машинное время Т, требуемое
для решения задачи распределения
каналов от размера (числа узлов
п) сети в предположении, что каж-
дый узел сети связан ветвями не
более, чем с' четырьмя соседними
узлами. Возможности существую-
щих серийных вычислительных ма-
Ршс. 2.4 шин таковы, что в настоящее время
максимально возможный объем ли-
нейной программы может содержать до 500—1000 ограничивающих
неравенств (пунктирные линии иа рис. 2.4), что позволяет решать
задачи распределения каналов для сетей, содержащих до 20—
30 узлов. Машинное время, необходимое для решения задачи оп-
тимального распределения каналов, составляет в этом случае
0,54-1 ч. В связи с появлением более совершенных ЭВМ в бли-
жайшее время может появиться -возможность решать такие задачи
для сетей, содержащих 35—40 узлов.
Интересно отметить, что около 75% времени используется для
получения распределения с точностью до 90%, а остальное время
идет на дальнейшее уточнение результатов.
Приведенные выше методы решения задачи распределения ка-
налов были сформулированы для однородных сетей без учета ка-
тегорнйности абонентов. Методы линейного программирования
можно использовать и для неоднородных сетей и с учетом кате-
горичности абонентов, однако в этих случаях объем линейной про-
граммы значительно возрастает. Поэтому в настоящее время ве-
дутся поиски более простых методов, при помощи которых можно-
было бы получать распределение каналов в реальных сетях.
Для распределения каналов в реальных некоммутируемых се-
тях можно использовать метод поочередного выбора и занятия
кратчайших по длине путей ме'жду парами узлов сети. Указанный
способ заключается в следующем: составляется таблица путей,
выбирается пара узлов /г и I -сети, между которыми существует
отличное от нуля требование на передачу потоков фы>0, выби-
рается кратчайший путь щ(Ь1) между указанной парой узлов и
определяется емкость этого пути. (Если оптимизация распреде-
ления производится не по длине, а, например, по надежности, то
выбирается самый надежный путь и определяется его емкость).
Из величины требований ф?1£ и емкости 'ветвей pij in(kl) вычи-
тается величина di—тт[фы,&]. Затем выбирается следующая пара
узлов, и процесс повторяется до тех пор, пока существует хотя бы
одно <рм>0 и, по крайней мере, одни путь pj(kl) между выбранной
парой узлов /г и I сети с/<>0.
Из приведенного алгоритма видно, что пучки каналов, которые
организуются первыми, имеют преимущество в получении более
оптимальных путей по сравнению с последующими пучками. Это
обстоятельство можно использовать для предоставления приори-
тета абонентам более -важных категорий, организуя их пучки ка-
налов первыми. Однако это же свойство алгоритма распределения
ставит в неравные условия абонентов одной категории. Чтобы
как-то уравнять условия организации таких пучков, целесообраз-
но в первую очередь начинать распределение каналов для одной
категории абонентов между наиболее удаленными парами узлов
•ri удовлетворять «полную «потребность абонентов ® каналах связи
не сразу, а по частям, что позволит в какой-то степени выравнить
длину путей, используемых для организации 'лучков. Кроме того,
при организации пучка каналов между произвольной парой узлов
необходимо стремиться использовать наименее загруженные пути,
а также каналы таких ветвей, занятие которых оказывает наимень-
шее влияние на организацию пучков между другими парами узлов,
сети.
Для иллюстрации алгоритма последовательного выбора и за-
нятия п$тей произведем распределение каналов этим методом в.
задаче, которая уже решалась методом линейного программиро-
вания.
В соответствии с алгоритмом распределение каналов начинается
с составления таблицы путей. (В данном случае воспользуемся
табл. 2.1 путей, составленной при решении задачи распределения
методом линейного программирования). Будем считать, что все
пучки организуются для абонентов одной категории. Очередность
распределения каналов в этом случае необходимо определять, ис-
ходя -из расстояния между конечными узлами. Нетрудно убедиться
в том, что все пары конечных узлов расположены друг от друга
на одинаковом расстоянии, равном двум переприемным участкам.
Поэтому можно выбрать произвольную очередность распределе-
ния. Возьмем, к примеру, очередность, в которой емкости пучков
записаны в системе требований.
Исходя из выбранной очередности, организуем пучок между
узлами 2 и 5. Для организации пучка срго можно использовать три
пути: путь щ (25) через транзитный узел путь ц2 (25) через
транзитный узел 3 и путь цз (25) через транзитный узел 4. Путь рд
использовать не целесообразно, так как занятие каналов на этом
пути исключает возможность организации пучков cpi4 и срлз- Путь да
предпочтительнее пути да, так как он имеет большую емкость. Та-
ким образом, для организации пучка между узлами 2 и 5 выбираем
путь дай занимаем в нем требуемые для этого пучка 15 каналов.
Рассуждая аналогично, выбираем для организации пучка ери путь
да (14) и занимаем в нем требуемые 15 каналов. В результате
такого распределения для организации пучка <pi3 остались доступ-
ными два пути: рц (13) емкостью 5 каналов и даг (13) емкостью
10 каналов.
Результаты распределения сведены в табл. 2.11.
Таблнца 2.11
Пучок Путь ц. Емкость f.
925 P-2={P23i Рзз) /2=16
914 UT = {P15, p4sl /,= 15
913 Р-Н = {Р12> Р23} /11=5
913 Р-12 = {Р12» р24> р4з) /12=10
Из произведенного распределения видно, что пучок <рдз, оказался
в худших условиях, так как 10 каналов его проходят по более длин-
ному пути через два транзитных узла. Кроме того, необходимо
учитывать, что предварительно оценивать пути перед их занятием,
как это делалось в рассматриваемом очень простом примере,
в реальных сетях достаточно сложно. Поэтому качество распреде-
ления может оказаться не удовлетворительным.
Таким образом, метод поочередного выбора и занятия соеди-
нительных путей при всей своей простоте не всегда обеспечивает
требуемое качество распределения. Изложенные при рассмотрении
примера рекомендации по улучшению качества распределения
трудно поддаются формализации и могут быть успешно исполь-
6Q
зованы только в относительно простых случаях. Поэтому заслу-
живает внимание метод поочередного выбора путей с коррек-
цией [100], сочетающей в себе простоту метода поочередного вы-
бора и занятия соединительных путей и точность, близкую к точ-
ности методов линейного программирования.
Метод поочередного выбора путей с коррекцией состоит из:
— выбора пути между парой узлов и определения его емкости;
— определения целесообразности занятия этого пути;
— определения необходимости и величины коррекции прове-
денного распределения.
Выбор пути между парой узлов и определение его емкости
производятся так же, как и в описанном ранее методе поочередного
выбора Определение целесообразности занятия этого пути, необ-
ходимости и величины коррекции произведенного распределения
осуществляется аналогично тому, как это делается в симплексном
методе линейного программирования.
В методе поочередного выбора путей с коррекцией исходные
данные представляются в виде матрицы емкостей ветвей, системы
требований и таблицы путей для «видоизмененной сети связи с уче-
том требований на передачу потоков.
Метод поочередного выбора с коррекцией, как и симплексный
метод, требует создания начального допустимого плана распре-
деления, в который входят m путей pi, ..., рто, соответствующих
действительным и фиктивным ветвям сети. Емкость каждого из
путей определяется емкостью соответствующей ветви сети, т. е.
fi=bi, fm=bin. Пути pi,pm образуют в таблице путей
подтаблицу с единицами по главной диагонали. Ни один из п остав-
шихся в таблице путей .... tn+n) не входит в началь-
ный допустимый план распределения н, следовательно, все они
имеют емкость fj=O.
Целью распределения является получение максимальной сум-
марной емкости путей, используемых для удовлетворения требо-
ваний на организацию пучков, поэтому целевая функция может
быть представлена в виде
/ =
1=1
Так как единица емкости любого пути, используемого для пе-
редачи потока, увеличивает на единицу емкость соответствую-
щего пучка, то все коэффициенты <?,(/=о-Н, m-\-n) целевой
функции F равны единице.
Пути pi, .., р7П начального допустимого плана распределения
не используются для организации пучков и поэтому коэффициенты
•Ch, (/г— 1, .. , пг) целевой функции F равны нулю, т. е.
m-J-n тп гп-^-п m-J-n
F= '£iClU = y_ckin+ \cih = S h-
Метод поочередного выбора путей с коррекцией состоит в по-
следовательной замене путей (Л— I, ..., т), входящих в на-
чальный допустимый план распределения, путями р* (/=т+1,
.... m+n) из таблицы путей. На каждом шаге может быть произ-
ведена замена только одного пути, емкость которого при введе-
нии нового пути обращается в нуль. Если при введении нового
пути несколько путей исходного допустимого плана обращаются
в нуль, то они должны быть выведены из плана на последующих
шагах введением новых путей р.? с fj—O. Чтобы обеспечить удов-
летворение требований при использовании минимального числа
каналов в ветвях сети, на каждом шаге в план из таблицы путей,
должен вводиться самый короткий путь.
Целесообразность введения в план распределения выбранного-
пути определяется на каждом шаге при помощи относительных
оценок Cj. Относительные оценки для каждого из путей р/(/—/«4-1,
..., т-р л) определяются корректирующим вектором Р— (pt,..., pm)t
каждая компонента pi которого является симплекс-множителем
или весом соответствующей ветвн этого пути. Относительная оцен-
ка для произвольного пути рд (/=1, т+п) может быть полу-
чена из выражения
• С,- = Cj — у Пц,рь
1=1
где с, — коэффициент при емкости fj в целевой функции F. (В рас-
сматриваемом методе всегда для /=1, ...» т; Cj=O, а для /= т+1*
иг+п; с;=1); ао- — значение элемента ij таблицы путей
А(со-=[0,1]).
На каждом шаге в план распределения вводится только тот
путь p.j, относительная оценка которого cj>0, т. е. путь, для ко-
т
торого у* ацр{<\ (т. к. для /=т+1» ..., т+п коэффициент-
i=i
Сг=1).
Вектор Р=(р1, ..., рт) должен определяться на каждом шаге,
поскольку его компоненты зависят от того, какие пути введены
в план распределеиия. Компоненты вектора Р— (pi, .рт) можно-
определить, используя свойство относительных оцеиок, состоящее-
в том, что Cj-fj=Q для всех /=1, .... m+я. Указанное свойство
относительных оценок выполняется для всех путей igi, не вошед-
ших в план распределения, так как у всех этих путей Для
путей, вошедших в план распределения с Д>0, условие Ckfk—®
может быть выполнено, только, если сА=0. Поэтому для путей
(£=1, т), входящих в функцию цели F с коэффициентом;
сА=0,
m гп 1
= ck — У aikpk = 0 — 2 aikPk = 0.
откуда
£a(4Pt = 0, (k = 1,..., m) (a),
f=t
а для путей p3-, (j=m+l, .m+л), входящих в целевую функ-
цию F с коэффициентом Cj~l,
т т
1 —£а(/р1 = 0,
i—1 /=1
откуда
т
2а</р<=о=1........т>- (б)
t=i
Выражения (а) и (б) составляют систему уравнений, позволяю-
щую определять компоненты вектора Р=(рь .рт). Условие
-Cj>0 выполняется только, если все компоненты вектора р<>0, по-
этому появление отрицательной компоненты вектора р указывает
иа то, что полученный пл а и распределения не является оптималь-
ным и что путем его коррекции можно увеличить значение целевой
-функции F.
Коррекция заключается в возвращении выведенного ранее из
начального допустимого плана пути компонента вектора Р
которого pi<0, перераспределении емкостей путей, введенных
в план, и выведении одного ‘из путей р& начального плана, емкость
которого в процессе коррекции уменьшилась до нуля.
Перераспределение емкостей ветвей должно быть произведено
таким об|разом, чтобы емкости всех путей, выведенных ранее из
плана, кроме вводимого вновь пути -pf, оставались равными нулю.
Для этой цели емкость пути, при помощи которого иа предыдущих
шагах из плана был выведен путь р«, уменьшается иа величину
2, а все пути, содержащие ветви с освобождающейся при этом
емкостью, увеличиваются на величину 2.
Более подробно процесс распределения и определения вели-
чины коррекции рассмотрим на уже знакомом примере сети,
изображенной и а рис. 2.3. Составим начальный допустимый план,
таблицу распределения (табл. 2.12) и исходную систему уравнений
для определения величин компонент вектора Р—(рь .... рт). Так
как для всех путей pj, входящих в начальный допустимый план,
т
Cj=Q, то для начального допустимого плана F=y* cf /j—0, a pf =
=0, (i^=l..10)
Шаг 1. Выбираем кратчайший путь р« из иевведеиных в план.
Путь ри может быть введен в план, так как относительная оценка
его pi+p4+p5=0 меньше единицы. При введении этого пути в план
.-с емкостью обращаются в нуль емкости путей pi, р4 и ps.
Выводим один из них из допустимого плана (лучше выводить
$25,2 ’и.1 PJ 3, 1 S1,2 pi.s ^2,3 Р2,4
Ь11 ' 1S 15 15 15 15 20 10
Pi Р> Ps Ре Р< Ре Рв Pi
Начальный допустимый план 1
1
1
1
1
1
1 11
Шаг 1 1 1 <
Шаг 2 1 1
Шаг 3 1 I 1
Шаг 4 1 1
Шаг 5 1 . 1
Шаг 5' 1 I
Шаг 6 1 1 1
Vs ем Пути Исходное pac- nределение Коррек- ция I Коррек ция 2 Конечное распреде- ление
10 15 15
Pe Pt Pl9 14 '1 '1 h 1 '1 'l
Hl 0 15 1 0
; Ha 0 15 • 0
Из 0 15 0
14 0 15 0
Нз 0 15 0
Ha 0 20 0
\ H 0 10 0
1 II И» 0 10 0
1 1 Ho 0 15 0
1 Hid 0 15 0
Hu 1 15 5 0 0
1 V-a 1 0 10 10
Hin , 1 0 10 5 5
1 H17 1 1 5 10 10
I H21 1 1 * 5 5
1 I H13 1 1 5 5
1 Изо 1 1 10 10
F= Vc///=IO+5+10+5+5+10=45
путь с действительной ветвью), например ps. Решаем систему
уравнений:
( Pl — Р2 ~ Рз ~ Pi ~ Рв = р7 ~ Ps ~ Ро = Ры ~ 4
I Pl 4 Pi 4 Pfi — 1 -
Получаем ps=4- Заносим выбранный путь в таблицу распре-
деления. Все компоненты вектора Р положительны, поэтому пере-
ходим к следующему шагу.
Шаг 2. Выбираем очередной кратчайший путь .ри с относитель-
ной оценкой Pj + Pg+Po—0. Емкость пути /и=0. Введение этого
пути позволяет вывести из плана путь рь что приводит к следую-
щей системе уравнений:
Рг ~ Рз — Pi = Ра ~ Pi = Рз — Ра ~ Рю ~ 0,
Pi 4 Pi 4 Рв = 1 >
Pi 4 Ре 4- Рв = 1 -
Получаем; pi = l, р5=0. Все Рг^О, переходим к третьему шагу.
Ш а г 3. Следующий путь ри вводить в план нельзя, так как его
относительная оценка pi+p7-Fpio= 1- Поэтому вводим в план путь
ри, относительная оценка которого равна ра+Рй4Рт=0, и выводим
путь р«. Получаем новую систему уравнений:
Рг — Рз — Рв — Р? — Рв = Рв — Рю — 0»
Pi Рл Ч~ Рв ~ 4
Pi 4 Ра 4 Рз = 1,
Рг 4 Pi 4 Р7 = И
Получаем: pi=l, р«=1, рэ=—1.
Компонента.р5 вектора Р оказалось 'меньше .нуля. Это означает,
что требуется коррекция произведенного распределения Путь ps
соответствующий отрицательной компоненте ps, нужно вернуть
в допустимый план, перераспределить емкости введенных в план
путей и вывести вместо ps другой путь начального допустимого
плана, емкость которого будет уменьшена в процессе коррекции
до нуля. Чтобы вернуть в план путь ps, нужно уменьшить емкость
пути ря, который заменил в плане путь .ps на величину z. Однако,
чтобы емкость выведенных ранее из плава путей pi и р* осталась
равной «нулю, ииужнона эту же величину 2 увеличить емкости путей
pi2 и -pie, которые заменили в плане пути pi и р4 соответственно.
Для определения величины г запишем путь ри, уменьшающийся
на z, в строчку — 2, а пути pi2 и рм, увеличивающиеся на г,—
в строчку +г:
— z I рц
4 2 I Р12. Pl6
Из таблицы распределения видно, что емкость пути ри может
быть уменьшена иа 2^15; емкость пути ри может быть увеличена
3—90 65
на z^ 15, а емкость пути щс может быть увеличена на 2^10. По-
этому 2=10.
Выводим из допустимого плана путь так как его емкость
после коррекции стала равной нулю.
Решаем полученную систему уравнений:
ръ — Ра — Ро — Pg — Ps — Pq — Рю — 0,
Pi +Pt + Ръ=- 1,
Pi + Рв 4-Рэ = h
Р2-ГР4 4-Р7= Г
Получаем: pi= I, pi=0, p-i= 1.
Шаг 4. Выбираем следующий кратчайший путь рп, относительная
оценка которого p24-ps4"pio=O. Вводим путь цп в план с емкостью
fi7=6. Емкость пути ограничивается ветвью ₽ц,ь поэтому выводим
яз плана путь ц2- Записываем систему уравнений
Рз — Ps — Ре — Ре — Рв — Рю — 0,
Pl + Pi + Ръ = 1,
Pi 4- Ре 4" Рв — 1»
р2 4-Р4 4-р?= I,
Рз 4- Ps 4“ Рю ~ 1.
Получаем: pi=’l, рг=1, р4=0, р?=0.
Шаг 5. Выбираем следующий кратчайший путь цго. Его относи-
тельная оценка рз+Р^+рб=0. Однако введение в план пути цго мо-
жет быть осуществлено только за счет пути который уже выве-
ден из плана, поэтому путь рзо пока не вводим в план, а выбираем
следующий кратчайший путь p,2i. Его относительная оценка
Рз+рз4"р9=0. Емкость пути ц21 fzt=5 и ограничена ветвями Pis и pas.
Выводим из плана путь Ц5. Записываем систему уравнений:
Рз — Рб — Ps — Ps — Рю — 0,
Pi 4- Р4 4- Ps = 1>
Pi 4- Рв 4- р& == 1.
Р2 4- р4 4" Рг ~ 1»
р2 4- Рз 4- Рю = 1,
Рз 4" Ре 4“ Рв — Е
Получаем: pi='I, рг=О, р$——1, ps=l, р?=2. Компонента р4<0.
Производим коррекцию:
-фи, Р16
4- Z I Р-17
Ёмкость пути ]Ли может быть уменьшена на z^5, щ6 — на 2^10.
Емкость пути pi?, может быть увеличена на 2^5, поэтому 2=5.
Вводим в допустимый план путь щ и выводим путь р.д, емкость
которого /о—0. При уменьшении емкости пути jjiie в процессе кор-
рекции, кроме пути р4 в допустимый план оказались введенными
еще и пути pt и /л?, емкость которых стала больше нуля. Для того
чтобы вывести их из плана, вводим в план путь щз с емкостью
/1з=5. Взамен пути gJS выводим из допустимого плана путь
емкость которого /ю=0. Составляем и решаем систему уравнений;
Рз = Pi — Ра — Рв — Д
Pi 4~ Pi + Рб — b
Р\ + Рс + Ро ~ Ь
Ра + Pi 4" Pi — 11
Р2 Чг Рь + Рю ~ 1 1
Рз4~ Рб г Ра ~ 1»
Pi “F Р? + Рю = 1 -
Получаем: Pi=p2=ps=P7=P9=fl/2; р1О=0.
Ша*г 6. Вводим путь цго с относительной оценкой Рз+р&+
-рр6=0 и емкостью /ао= 10 взамен пути ре-
Решаем систему уравнений:
Рз ~ Pi = Рв ~ 0,
Pi4-P«4-P6= b
Pi т Pg 4- Pd — Ь
Pi 4" P4 4- Pi= b
Pz + Pe 4- Рю ~ 1 >
Рз + Ps "г Рэ — 1
Pl + Pl + Рю = 11
Рз + Pi 4" Pc = b
Получаем: pi~Q, Рг=0, p5=b pc=b Рт=Ь Рэ=О, p«=0. Так
как все компоненты вектора Р положительны, а оставшиеся в таб-
лице пути имеют относительную оценку 2р^=1, распределение за-
канчивается Окончательный результат введен в табл. 2.13.
Таблица 2.13
Пучок q>-i Путь |£. Емкость
$25 Pis = Ws3> РзЕ) fa =10
$25 И13 = {Рй4» Аз = 5
$14 Ц1в~ (Р12> ₽24) fu = 5
$14 Н17 = W15> fl, = io
$13 1120 — {Р12> Раз} ha = IP
$13 llSl = (Р151 ^8б) /21 =5
3s ^7
Из приведенного примера видно, что метод поочередного вы-
бора с коррекцией позволяет получить распределение, близкое к
оптимальному без оредварнтелыгой оценки и выбора очередности
занятия путей. В рассматриваемом «примере емкости ветвей сети
позволяют удовлетворить все требования на организацию пучков.
Если же в -процессе распределения окажется, что все требования
удовлетворить не удастся, то из симплек-с-табляцы ‘или таблицы
последовательного распределения нетрудно определить «зетвп сети,
емкость которых необходимо увеличить, чтобы удовлетворить ос-
тавшиеся требования допюла-мгтельньгм распределением.
В Институте проблем передачи информации Академии Наук
СССР на базе алгоритма поочередного выбора с коррекцией раз-
работана программа распределения каналов для ЭВМ «Минск-22»
[7]. Предварительные шодсчеты показывают, что при исполь-
зовании серийных ЭВМ данный способ позволит распределять
каналы -на сетях, содержащих до 100 узлов, за несколько десятков
минут.
2.4. Оценка суммарной емкости
пучков сети
Если структура сети не позволяет удовлетворить
всем требованиям на организацию пучков, то необходимо увели-
чивать емкость отдельных ветвей и проводить дополнительное рас-
пределение, что существенно увеличивает трудоемкость решения
задачи. Можно избежать дополнительного распределения, если
предварительно оценивать максимально возможную суммарную
емкость пучков, которую позволяет получить рассматриваемая
структура сети, и проводить распределение каналов для требо-
ваний, удовлетворить которые заведомо возможно. Оценка сум-
марной емкости пучков может оказаться полезной также при при-
нятии решений о введении дополнительных резервов или ограниче-
ний потоков при всевозможных изменениях структуры сети в про-
цессе эксплуатации. Решению задачи оценки суммарной емкости
лучков сети посвящено достаточно много работ, например {62, 71,
76, 97, 111].
Одним из основных понятий, используемых при оценке суммар-
ной емкости пучков, является понятие сечения (разреза) сети. Се-
чением называется совокупность ветвей {pij}, при удалении ко-
торых обрываются все пути между узлами подмножеств у и у, т. е.
образуются две несвязанные между собой подсети, с подмножест-
вом узлов у в одной и подмножеством остальных узлов y=/V—у
в другой. Например, в рассмотренной ранее сети связи (см. рис.
2.3) совокупность ветвей S = {р15, р23, р2л} является сечением, раз-
деляющим сеть на две несвязанные подсети с подмножеством уз-
лов у={1, 2} в одной и у={3, 4, 5} в другой подсети.
Величина (емкость) сечения Vv определяется суммой весов
(емкостей) ветвей, образующих данное сечение:
fev
/ev
Величина Vv указанного выше сечения Sv будет равна Vi2=
=£’15+^23+^24= 154-20-Ь10—45 каналов. Максимальная емкость
пучка каналов /+> которая может быть организована между парой
i и / узлов сети (двухполюсная сеть) © соответствии с теоремой о
максимальном потоке [76], определяется минимальным по величи-
не сечением, разделяющим эту пару узлов, т. е.
Ff/<minV при (ity, jt у),
v
При создании структуры сети, когда пучки каналов организу-
ются одновременно между несколькими парами узлов (многопо-
люсная сеть), максимальная суммарная емкость пучков ограничи-
вается не только величиной сечения, но и перечнем путей (трасс),
используемых для организа-
ции пучков [97]. Это объясняет-
ся тем, что величина сечения
определяет только суммарное
число каналов, которое может
быть использовано для обра-
зования пучков по путям, «пе-
ресекающим сечение, и совер-
шенно не отражает распреде- рй1С 25
ления указанных каналов по
путям. Если путь, по которому организован какой-либо пучок, со-
держит в сечении q>1 ветви, то каждый канал этого «пучка будет
занимать q каналов емкости сечения.
Рассмотрим для примера первичную сеть связи, изображенную
в виде неориентированного графа на рис. 2.5. Для простоты рас-
суждений будем считать, что каждая линия связи имеет по 24 ка-
пала. При организации в сети трех пучков между узлами 1 и 4,
2 и 5, 3 й 6 емкостью Еи=48 каналов; Г25=24 канала; F3e=12
каналов сечением, разделяющим пары узлов / и 4; 2 и 5; 3 и 6,
будет, например, сечение
— {₽12» ₽23> ₽34>
Поскольку величина указанного сечения =96, то, казалось
бы, что заданная емкость пучков может быть организована из ка-
налов сечения S .. Однако, если для организации пучка между
узлами 1 и 4 используется путь ui={₽i2, раз, то организация
одного канала пучка по этому пути потребует занятия трех кана-
лов в ветвях сечения S, так как путь щ содержит три ветви
₽i2> ргз и Рзб сечения SVi . То же самое можно сказать относительно
пути |.12={р12, ргв, .р46} и сечения SVs = {pis, рас, ₽34> рзэ}; пути
рз— {pis, Рзз, ы И сечения SY1 = {₽iz- р2& ₽зь Рз5}; пути р4={015,
0м, 04е} и сечения = {0i5, 0аз, ₽4& ’Psg}-
В многополюсной сети максимально возможная суммарная ем-
кость пучков определяется системой неравенств вида {71]:
I)
Fxv + FM < Vxk.Sl • 2)
2^^,,,,.-^,.,,., 3)
i=[
где Fxy — емкость лучка каналов между парой узлов х и у сети;
VX1P — величина минимального сечения, разделяющего все пути
между парой узлов х и у сети; — величина пропорциональ-
ная емкости путей между узлами и yit содержащими в мини-
мальном сечении SXf,P более одной ветви; \^г^(п—1)п — число
пар узлов, между которыми организуются пучки каналов (п — чи-
сло узлов сети).
Неравенства вида 1) определяют,, что емкость каждого пучка
не может быть больше величины минимального сечения, разде-
ляющего все пути, используемы-е для организации этого лучка. Чи-
сло неравенств данного вида равно числу требований г.
Неравенства вида 2) определяют, что суммарная емкость лю-
бых двух пучков не может быть больше величины минимального
сечения, разделяющего все пути, используемые для организации
обоих рассматриваемых потоков. Число неравенств этого вида
равно
С2 — г' = г (г—
г 2(г—1)! 2
Неравенство вида 3) —единственное, оно определяет, -что сум-
марная емкость всех пучков, организуемых на сети, ие может быть
больше величины минимального сечения, разделяющего все пути
сети с учетом емкости путей, содержащих в этом сечении более од-
ной ветви.
В рассматриваемом нами примере сети (см. рис. 2.5) г—3.
(Fi4=<pi4, ^25—Ф25, Рза~([>зб) и система будет содержать семь не-
равенств:
^14 =С V1.4 *
Fzt С Vs,s ,
^8В < ^3,6 *
^14 + ^2Б С ^12,48»
Fit + F3e С V 15.46,
•F25+ F36 С V23.56,
F14 -р + F36 min 1И|2з.4йб — V/j23,455]-
Так как требуемые емкости пучков каналов задаются при
проектировании матрицей требований, то оценка максимально воз-
можной емкости Fij пучков сводится к определению минимальных
величин сечений Vij, IF# и решению системы неравенств.
Величину минимального сечения, стоящего в правой части каж-
дого из неравенств системы, можно определить непосредственно
по таблице путей, используемых для передачи потоков, записанных
в данном неравенстве. Для этой цели необходимо перебрать все
возможные комбинации ветвей, удаление которых обрывает все пу-
ти, и выбрать из них комбинацию, обладающую минимальной сум-
марной емкостью. Однако такой метод неалгоритмичен и поэто-
му трудно поддается механизации.,Более эффективным является
метод определения минимальных сечений [62], аналогичный ме-
тоду получения приведенных систем простых импликант булевых
функций. Если каждую ветвь таблицы путей рассматривать как
«простую импликанту», а каждый путь как набор переменных,
покрываемых простыми импликантами, то таблицу путей можно
рассматривать как импликантную таблицу булевой функции [28].
Можно показать, что в этом случае остаются справедливыми рав-
носильности тождества и элементарного поглощения, способ вы-
деления ядра и другие приемы, используемые для получения при-
веденных систем простых импликаит.
Более подробно указанный метод рассмотрим на примере оп-
ределения величины минимального сечения Упз сети, изображен-
ной на рис. 2.7.
Таблица 2.14
в</ '1.7 Pis P,s В-в Рз5 6..
Fi(H) 1 1 1
Рг(И) 1 1 1
14(14) 1 1 1
|14 (14) 1 1 1
jis(2SJ I 1
14(25) 1 1
14(25) 1 1
(36) 1 1
Н (36) 1 1
FM (36) 1 1
Шаг 1. Все пути, которые могут быть использованы для орга-
низации пучков F^, F25 и Fse» запишем в таблицу путей (табл. 2.14).
Таблица составлена в предположении, что каждый пучок может
быть составлен не более чем из трех ветвей. Пути —р* могут
быть использованы для организации пучка каналов между узлами
1 и 4, пути ps—цу — Для организации пучка между узлами 2 и 5,
а пути ре—що — Для организации пучка между узлами 3 и 6.
Ш а г 2. Попытаемся сократить таблицу путей выделением яд-
ра сечения. Для этого находим в таблице пути, содержащие толь-
ко по одной ветви. Ветви этих путей и являются ядром сечения.
Столбцы таблицы путей, принадлежащие путям и ветвям, входя-
щим в ядро сечения, из таблицы исключаются. Из таблицы исклю-
чаются также все строки, принадлежащие путям, в которые вхо-
дят ветви ядра. Все дальнейшие операции производятся с сокра-
щенной указанным способом таблицей путей. В рассматриваемом
примере ядра сечения нет, так как нет путей, содержащих только
одну ветвь. Таблица путей ие сокращается.
Ш а г 3. Записываем конъюнктивное представление К таблицы
путей. Для этого поочередно просматриваем строки таблицы и
ветви, содержащие 1 в данной строке, объединяем знаком дизъ-
юнкции, а ветви разных строк знаком конъюнкции:
К = ($12 V $23 VP34) ($12 V PaeVP^o) ($1Б V $34 V Рзб)
Ф1Б V PwVPec) ($12 V ₽1ь) ($23 V Рз&) ($26 V Рве)
(РзЛ/Рад) (Р23 V $зе) ($s& V $5б)-
Шаг 4. Получаем дизъюнктивное представление D таблицы
путей. Для этого раскрываем скобки в предыдущем выражении в
соответствии с распределительным (дистрибутивным) законом
($ij V PftlJ (V PpqJ == V $jj$p<7 V V РмРрдД ЗЭКОИОМ
поглощения \/ V ри^РиРм и тождествами р,,Ро=
= Pfj рм V Ры= $М
£ ~ $12 P23 $34 $56 V $12 $20 $35 $46 V$15 $23 $46 $5б\/$15 $26 $34 РзБ-
Ш а г 5. Определяем совокупность сечений рассматриваемой
таблицы путей, для чего приписываем каждому члену D, выделен-
ному в п. 2, ядро сечения. Так как в рассматриваемом примере
ядра нет, то каждый член в D уже представляет сечение. Поэтому
совокупность сечений S для последнего неравенства системы будет
содержать четыре сечения:
S = {Si, Sg, S3, S4} = {$13, $23, $34, $5б5
$12> $26» $35, $4б! $15, $26» $34, $36^ $16, $23» $46, $5в}
Ш а г 6. Определяем величину каждого сечения, суммируя ем-
кости ветвей, составляющих данное сечение. В нашем примере
величины всех сечений одинаковы:
Vi= V2= V3= У4=96 каналов.
Шаг 7. Определяем величины учитывающие емкость пу-
тей, содержащих в сечении Sy более одной ветви. Для этого:
1. Выделяем из таблицы пути М\ = {ц, }, содержащие в сече-
нии более одной ветви. Определяем величину V минималь-
ного сечения разделяющего пути М'.\
2. Определяем долю требований Дф;, приходящуюся и а пути
Мг. , для чего:
а) выделяем из М'. пути, принадлежащие каждой паре узлов
7WJ (kl) и определяем их емкость (величину минимального сече-
ния, разделяющего эти пути) V'. (kl);
б) определяем долю требований Дфы между парой узлов, при-
ходящуюся на пути TH' (kl):
. (<Рм — (Ут — v; (И)], если фЛ( > [V/a — V't (kl)],
Д фд» = {
I 0 , если фА1 < Wki — W ];
в) находим Дф»:
Дф(=£ Дф/J.
по kl
3. Определяем :
V^Y = min[I/^, Дф/J.
• Для сечения St рассматриваемого примера:
a) 7W; = p,i; I/; = /i = 24f
б) М[ (14) = щ; Л4; (25) = М\ (36) = 0.
I/; (14) = I/; = 24; Д фи = Ф14 — Ц/м — у: (14)]=48-
—(48 — 24) = 24,
Д фг = Д фХ4 = 24;
в) Wx = min [VJ, Д ф;] = min [24,24] = 24.
Диалогично для сечений S2, S3 и S& получаем W2~ 1Уа=
= 1У4=24.
Таким образом, после определения величин всех сечений для
заданных требований и структуры сети система неравенств при-
мет вид:
^25 <72,
^<72,
7*14 + 7*25 < 72,
Л4+Ло<72,
7*26 Н-2*86 < 96,
7^14 + Г25 + ^зе < 96 — 24 = 72.
Рис. 2.6
Из .приведенных неравенств 'следует,
что требуемые емкости пучков каналов
<ри=48, <р25=24 и <рзб=12 организовать
невозможно, так как последнее неравен-
ство не выполняется.
Для определения емкости каждого из
пучков, которые можно организовать на
сети и которые обеспечат получение мак-
си мальвой суммарной емкости пучков,
необходимо решить совместно указанную
систему неравенств, используя, на-
пример, методы линейного программи-
рования.
В рассматриваемом примере величина максимальной суммар-
ной емкости пучков существенно зависит от при, так как величина
<ри определяет значение № . На рис. 2.6 приведена зависимость
максимального значения суммарной емкости пучков от величины
<рю полученная из анализа системы неравенств.
Указанным выше способом можно оценить распределение ем-
кости пучков сети (см. рис. 2.1), произведенное в разд. 2.3. Систе-
ма яеравенспв для указанной сети с заданным в таблице переч-
нем путей будет (иметь .вад:
Л» <30.
< 25,
Лз с зо,
^25 + Л4<40.
^25 + Лз < 40.
/44 + Лз С 30,
/^25 4- Fu 4- Л, < 45.
Из приведенной системы неравенств видно, что распределение,
полученное методом поочередного выбора с коррекцией, опти-
мально и улучшено быть не может.
Глава
Коммутируемые
сети связи
3.1. Структурная живучесть сети и методы
распределения потоков информации
Качество обслуживания заявок на передачу инфор-
мации по сети и эффективность использования каналов и обору-
дования во многом зависят от того, насколько полно оборудование
узлов коммутации, распределяющее информацию позволяет реа-
лизовать возможности, заложенные в структуре сети.
Возможности сети связи по передаче информации в соответст-
вии , с адресом сообщения оцениваются показателем структурной
живучести, т. е. способностью сети выполнять свои функции при
повреждении определенного числа произвольных ветвей сети. В
качестве показателя живучести в этом случае удобно использовать
среднюю долю связей которые сохраняются при одновремен-
ном повреждении g произвольных ветвей сети (O^g^m). Обору-
дование узлов коммутации, которое позволяло бы полностью, без
всякий ограничений, использовать возможности исходной струк-
туры сети связи, как правило, оказывается слишком сложным и
дорогостоящим. Поэтому в разумных пределах практически на всех
узлах коммутации существуют ограничения по допустимой длине
пути (числу транзитных участков), допустимому числу обходных
путей и т. йт.
Для ’выявления евлмятяия устройств коммутации и управления
коммутационных узлов «на живучесть сети овязн рассмют.р'И’м в каче-
стве примера простейшую атолиоовязанную сеть и п—4 узлов -и т=6
ветвей (рис. 3.1). Характеристика живучести указанной сети, оп-
ределяемая ее структурой, приведена на рис. 3.2 (кривая 1). Про-
стейший анализ данной сети показывает, что любое повреждение
одной или двух ветвей не нарушают связанности сети л, следова-
тельно, сохраняются все связи между п(п—1) = 12 парами узлов
сети, т. е. №1=1#2=1. Одновременный выход из строя трех вет-
вей может привести к нарушению связности, если указанное пов-
реждение отсекает какой-либо узел. В этом случае нарушается 6
связей между отсеченным узлом и остальными узлами сети. Та-
ких комбинаций четыре (по одной на узел).
Так как из 20 возможных комбинаций одновременного повреж-
дения трех ветвей рассматриваемой сети fCJl=C|= 20) только
четыре комбинации приводят к нарушению связности, то средняя
доля оставшихся связей = 1-----При одновременном
повреждении четырех в пяти ветвей Wg уменьшается до величины
= 1 —.А + —. А =о,34, №"«=1— — •— =0,16.
4 15 12 15 12 6 12
И, наконец, повреждение шести
связей, т. е. U/6=0.
Если оборудование узлов
коммутации позволяет исполь-
зовать для связи между каж-
дой парой узлов только один
путь, например, непосредст-
ветвей приводит к нарушению всех
Рис. 3.1
венную связь между парой узлов, то выход из строя каждой из
ветвей нарушает две связи и характеристика живучести в этом
случае будет иметь вид кривой 2 на рис. 3.2.
Если оборудование узла коммутации допускает использование,
кроме основного, еще одного дополнительного обходного пути, то
характеристика живучести улучшится (кривая 3) Все три кривые
рис. 3.2 сливаются в одну при Эго происходит потому, что
при одновременном повреждении четырех и более ветвей сеть, изо-
браженная на рис. 3.1, не позволяет организовать обходные пути,
и поэтому возможности оборудования узлов коммутации по орга-
низации обходных путей в данном случае не могут быть исполь-
зованы.
Помимо числа обходных (путей, влияние которых на показатель
структурной живучести рассмотрено выше, па возможность пере-
дачи сообщения по заданному адресу влияют также принятый по-
рядок занятия этих путей и допустимая длина пути. Для иллюстра-
ции сказанного обратимся вновь к сети рис. 3.1. Рассмотрим воз-
можность передачи информации между узлами 1 и 2 при усло-
виях, что: а) на сети повреждены две ветви, связывающие узел 2
с узлами 1 и 3; б) и а узле 1 очередность занятия путей установ-
лена в порядке номеров соседних узлов и в) путь не должен со-
держать больше одного транзитного узла.
7G
Как видно из рис. 3.1 и 3.2, при повреждении любых двух вет-
вей в рассматриваемой сети сохраняются все связи, однако при
заданных выше очередности занятия и длине пути передача ин-
формации между узлами / и 2 оказывается невозможной до тех
пор, пока будут свободные каналы между узлами Z и 3, так как в
этом «случае вся кгнфо1рма«ц1ия от узла/ к узлу2 попадет на узел
3, откуда связь к узлу 2 может быть организована только через
узел 4 по путям, длина которых превышает допустимую. Только
после того, как все каналы в ветви между узлами / и 3 окажутся
занятыми или будут повреждены, появится возможность передачи
информации между узлами / и 2 через узел 4. Если снять ограни-
чения на длину пути, то передача информации между узлами / и
2 будет осуществляться по более длинному пути через узлы 3 и
4, что приведет к необходимости занятия большего числа каналов.
Для того чтобы в этих условиях устранить потери информации и
улучшить использование каналов, достаточно на узле / изменить
порядок занятия путей при передаче информации к узлу 2 и внача-
ле посылать информацию через узел 4, а затем через узел 3.
При передаче информации от узла 1 к узлу 3 порядок занятия
путей должен быть другим. Вначале информация посылается не-
посредственно к узлу 3, а затем (при занятости всех каналов вет-
ви |31з) через узел 4. Другая комбинация поврежденных ветвей мо-
жет привести к необходимости изменения порядка занятия путей
при передаче информации между каждой парой узлов.
Таким образом, оптимальная очередность выбора и занятия пу-
тей на каждом узле зависит от конечного узла выбираемого пути
(адреса передаваемого сообщения) и состояния ветвей сети (нали-
чие свободных и исправных каналов).
Целесообразность использования пути может оцениваться по
различным параметрам, таким, как длина, время установления сое-
динения или передачи сообщения, стоимость, качество обслужива-
ния и т. п. Однако в настоящее время наиболее универсальными
и широко используемыми параметрами являются для систем связи
с коммутацией .каналов длина шути, © частности, длина «пути пс
числу ветвей (транзитных участков), а для систем связи с комму-
тацией сообщений — время передачи сообщения. Использование
критерия длины пути млн времени 'передачи сообщения не «га-pак-
тирует получения в каждый данный момент наилучшего из воз-
можных распределений потоков, но «позволяет получать минималь-
ную среднюю длину пути передачи информации -и, следовательно,
достаточно хорошее, в среднем, распределение потоков по объему
передаваемой информации, надежности и живучести сети.
Целесообразность занятия пути удобно оценивать при помощи
так называемых дистанционных таблиц, или таблиц «рельефов»,
каждый элемент которых характеризует длину кратчайшего пути
между узлами сети или минимальное время передачи сообщения
[34]. Указанные таблицы формируются устройствами управления
сетью с учетом состояния каналов п оборудования сети.
По способам получения информации о состоянии сети связи ме-
тоды динамического распределения потоков можно разделить на:
— методы, в которых информация о состоянии сети получается
непосредственным контролем каналов и оборудования сети уст-
ройствами контроля или посылкой специальных контрольных (по-
исковых) сигналов. Эти методы получили в литературе название
детерминированных методов распределения;
— методы, в которых информация о состоянии сети связи по-
лучается косвенным образом, путем анализа данных о длине прой-
денного пути, времени передачи, потерях и т. п., полученных по
результатам обслуживания переданных ранее сообщений. Эти ме-
тоды в литературе получили название стохастических методов рас-
пределения.
3.2. Детерминированные методы динамического
распределения потоков
В подавляющем большинстве детерминированных
методов распределения определение длины кратчайшего пути ос-
новано на достаточно очевидном утверждении о том, что если крат-
чайший путь ufijV) от произвольного узла I к узлу N проходит че-
рез промежуточные узлы х2, • • • Xk (рис. 3.3), то кратчайшие пу-
ти yfxiN), ii(x2N), -.., [i(xkN) от узлов л*ь xh соответствен-
но к узлу N являются частями кратчайшего пути ^(iN) от узла i
к узлу N.
Если Xi — первый промежуточный узел на пути от начального
узла i к конечному узлу N, Pt х, — .ветвь, соединяющая узлы L и
х^, a kXi—длина этой ветви, то, исходя нз (приведенного выше
утверждения, длину кратчайшего пути от узла i »к узлу N моле-
но записать следующим образом:
Так как является самым коротким среди всех путей от I
к N, то справедливо следующее соотношение:
«£Л/ = 1йш[^ -l-w-дф /=1,2,..., Xi,..., п,
/
где п — число узлов сети.
Эта зависимость при заданном N дает итеративную схему оп-
ределения UiN для всех i из начального условия 0. Подобно-
го рода задачи удобно решать методами динамического програм-
мирования f24].
Таким образом, процедура определения кратчайшего пути от
узла i к узлу /V сводится к поочередному сравнению и выбору ми-
нимального -из путей, не имеющих промежуточных узлов uliti
(7=1, 2, ..п), путей, имеющих один промежуточный узел^
ww “ (fix + uxn)> х — 1, 2..., n, i = 1,2..., n
и т. д. путей, имеющих p—1 промежуточных узлов
x=I,2...,n,
i = l,2,..„ n
tlBNN = 0
для всех р=1, 2 ... (n—1).
Просматривая поочередно значения величины upiN и выбирая
минимальные для всех значений
р = (1, 2.п),
i = (1,2,..., п),
ЛГ = (1,2„.„п),
где п — число узлов сети, можно получить длины кратчайшие
путей между всеми узлами сети.
Таким образом, каждому г-му узлу сети будет принадлежать
(п— 1) чисел Uij, 7=1, 2, ..., п) и и«=0, соответствующих
длине кратчайшего пути от данного узла i и произвольному уз-
лу /.
Существует несколько методов определения длины кратчайше-
го пути.
Матричный метод. Длину кратчайших путей между все-
ми узлами сети можно определять [109] возведением в степень
р^(п—I) матрицы длин ветвей L, скорректированной с учетом
информации о исправности и занятости ветвей сети, поступающей
от устройства контроля. Действительно, возведение матрицы L в
р-ю степень можно рассматривать как последовательное (р—1)-
кратное умножение матрицы L саму па себя;
LP = LLP~\
Если lix — является элементом i-й строки и х-го столбца мат-
рицы L, а —элементом х-й строки и J-ro столбца матрицы
79
то по обычным правилам умножения матриц элемент i-й стро-
ки и j-ro столбца 1р.'. матрицы 1Л3 будет равен:
$ - + 4ЛГ1,
Если теперь операцию умножения заменить операцией сло-
жения, а операцию сложения — операцией выбора минимума, то
выражение /₽/. запишется так:
4/ == min[(/fl 4-Z{/ *), (/,2 + l?i (4jc + {jin + fnj ')
или в сокращенном виде
lli = min (ltx + fxY*), x= 1,2. n.
X
Нетрудно убедиться в том, что 1.р.. при j=N равно u^N. В са-
мом деле:
Uw — liN — 1\n\
u2iti = min(/ix + iZf;) = min (/iK + l[N) = /-w;
uff< = min^-J-u^1) = min(lix -|- g,v') = ltN.
Поэтому при p^n—1 является длиной кратчайшего пути
от узла i к узлу /.
Таким образом, вычислив путем многократного «умножения»
с использованием указанных выше операций элементы матрицы
£р(р=1, 2, .... п—1), можно получить матрицу U длин кратчай-
ших путей.
Трудоемкость рассмотренного способа вычисления длин крат-
чайших путей можно существенно уменьшить, если после вычис-
ления каждого элемента произведения матриц вносить его значе-
ние в исходную матрицу длин взамен соответствующего элемента
этой матрицы, а вычисление следующего элемента произведения
матриц производить с учетом изменений, произведенных в исход-
ной матрице длин. В этом случае три вычислении каждого эле-
мента произведения двух матриц используются значения всех эле-
ментов, вычисленных ранее, а потому очередность, по которой вы-
числяются элементы произведений матриц, имеет здесь сущест-
венное значение.
Можно показать, что для определения длины кратчайших пу-
тей между всеми парами узлов сети достаточно только дважды
умножить исходную матрицу длин саму на себя, с подстановкой в
эту матрицу вычисляемых элементов. При этом первый раз элемен-
ты произведения матриц вычисляют, как обычно, по строкам свер-
ху «вниз, а внутри строк—слева в аира во, а второй раз в обратном
порядке — по строкам снизу вверх, а внутри строк — справа на-
лево.
Для иллюстрации процесса определения длины кратчайших пу-
тей матричным методом вновь рассмотрим в качестве примера
сеть, изображающую на рис. 2.3. Если длину пути измерять чис-
лом транзитных у-частков, то матрица L для этой сети будет иметь
вид:
1 2 3 4 5
1Г0
2 1
L = 3 оо
4 ОО
5L I
1 ОО ОО 1
О 1 1 ОО
10 11
110 1
ОО 1 1 0
Определим матрицу L\ умножив матрицу L саму на себя с за-
меной операции умножения на сложение, а операции сложения
на -выбор минимума и с подсташовкой полученных элементов в
исходную матрицу длин L. Определяя элементы ZJ. произведения
матриц в обычном порядке, начиная с элемента 1ц по строке сле-
ва направо и ,по столбцу сверху вниз, получаем
= min [(04-0), (1 -J-1),(оо-|-оо), (°°+оо), (14-1)]=0.
Заменяем в матрице L элемент /zj на элемент /}?. . (Так как в
рассматриваемом случае /}. ~1ц, матрица L при указанной заме-
не не изменяется):
= min [(0-4-1), (14-0), (оо4-1), (004-I), (14-00)1 =1.
Вновь при замене элемента 1ц на элемент /|9 матрица L оста-
ется без изменений: }
Z|3 = min [(04-со), (14-1). (00 4-0), (оо4-1),(14-1)]=2.
Производим замену в матрице L элемента ZJ3= 00 на элемент
Р —2-
чз —•6-
/]4 - min [(О4-00), (14-1), (24-1), (00 4-0), (14-1)1=2.
(При вычислении элемента l\k, в третьей скобке, участвует эле-
мент /*3=2, который на предыдущем шаге был внесен в матрицу
L вместо элемента /13== оо). Заменяем элемент 1и— оо матрицы L
на элемент Z}4 =2:
Z]5 = min 1(04-1), (14-°°)» (°°4-1), (°°4-1). (1+0)] = 1.
Подстановка Z*IS вместо /15 не меняет матрицы L. Вычислив эле-
менты Z},, ..., Z}s первой строки, переходим к вычислению элемен-
тов второй, третьей, четвертой и пятой
чаем матрицу
12 3 4
строк и в результате лолу-
5
1 ГО 1 2 2 Г
2 10 112
L' = 3 2 10 1 1
4 2 110 1
5L1 2 1 1 0_
Определим матрицу длин кратчайших путей U, умножив полу-
ченную матрицу L1 саму на себя, но в обратном порядке, начи-
ная с элемента по строке справа налево и по столбцу снизу
вверх, с подстановкой полученных элементов в матрицу ТА'
и№ = min 1(0+0), (1 + 1), (1 + 1), (2+2), (1+1)]=0,
«и = min [(0+1), (1 +0), (1+1), (2+1), (1 +2)]=1,
u53 = min [(0+1), (1 + 1), (1+0), (2+1), (1+2)]=1,
иъ2 = min [(0+2), (1+1), (1+1), (2+0), (1 +1)1=2,
ц51 = min 1(0+1), (1+2), (1+2), (2+1), (1+0)1 = 1.
Подстановка полученных элементов не изменяет матрицы L1,
так как 1^=1^, (1=1. 2,..., 5).
Определяя аналогичным образом справа налево элементы чет-
вертой, третьей, второй и первой строк, получаем матрицу U:
1 Г°
2 1
17 = 3 2
4 2
5 L1
2 3 4 5
12 2 1“
0 112
10 11
110 1
2 110.
Из матрицы Л'и 77 можно определить длину путей между Tipo-
извольной парой узлов сети и построить дистанционные таблицы.
Так, длина пути от узла 5 к узлу 1 будет зависеть от того, по ка-
кому направлению будет передано сообщение из узла 5. Если со-
общение будет передано к соседнему с узлом 5 узлу /, то длина
пути </ц=("/и+ии)=1 +0= I. Если сообщение будет послано к со-
седнему узлу 3, то г/31=(75з+нз1) — 1-12—3. Наконец, если сооб-
щение будет послано к соседнему узлу 4, то <7/,i=(,4:+m,i) = l-l-
+2=3.
Определяя аналогичным образом длины путей между узлами
сети, можно построить дистанционную таблицу сети, в которой
каждый столбец таблицы сопоставлен конечному узлу, а каждая
строка — узлу, соседнему с начальным узлом пути. В рассматри-
82
ваемом -примере дистанционная таблица D для узла 5 будет иметь
следующий вид:
12 3 4
1 Г1 2 3 3]
D& = 3 3 2 1 2 .
4 1_3 2 2 1 1
Элементы дистанционной таблицы можно использовать для ра-
спределения сообщений от узла 5 к другим узлам сети следующим
образом. Пусть, требуется передать сообщение от узла 5 к узлу 3.
Для этой цели в таблице исходного узла D5 выбирается столбец,
соответствующий (конечному узлу 3. Выбирается минимальное зна-
чение элемента этого столбца (в данном случае 1) и определяется
строка, которой принадлежит выбранный элемент. Указанная стро-
ка принадлежит соседнему с узлом 5 узлу 3, поэтому в первую
очередь следует попытаться направить сообщение к узлу 3. Если
в ветви между узлами 5 и 3 в данный момент нет свободных ка-
налов, выбирается следующая строка, имеющая в столбце 3 сле-
дующий по величине элемент. Это строка, принадлежащая сосед-
нему узлу 4. Если передать сообщение на узел 4 также не удается,
выбирается следующий соседний узел 1.
Таким образом, чтобы передавать сообщения от узла 5 к узлу 3
необходимо, как следует из таблицы выбирать направления к
соседним узлам в следующей последовательности —5, 4, 1.
Так как при выборе направлений абсолютная величина длины
пути не используется, можно заранее упорядочить направления
к соседним узлам в той последовательности, в которой они долж-
ны выбираться при передаче сообщений по заданному адресу. Таб-
лица, в которой указана последовательность выбора соседних уз-
лов при передаче сообщений, получила название маршрутной таб-
лицы. Так, маршрутная таблица для узла 5 рассматриваемой сети
будет иметь вид:
12 3 4
Г1 1 3 41
Л46 = 3 3 4 3 .
1_4 4 1 11
Каждый столбец маршрутной таблицы содержит соседние с
узлом 5 узлы сети, упорядоченные в соответствии *с очередностью
выбора направлений. При составлении маршрутной таблицы мо-
жет оказаться, что несколько путей имеют одинаковую длину (на-
пример, пути от узла 5 к узлу 2). В этом случае для установления
очередности выбора направлений можно либо использовать допол-
нительные параметры, характеризующие путь (емкость, надеж-
ность и др.), либо осуществлять выбор произвольным (случайным)
образом.
Приведенный выше способ построения и использования дистан-
ционных или маршрутных таблиц не исключает возможности по-
явления летель в выбранных путях, т. е. случая, когда какой-ли-
бо путь проходит через один и тот же узел два или более раз. На-
пример. если в сети, изображенной на рис. 2.3, при связи с узлом
/на узле 3 соседние узлы выбираются в последовательности 2, 4,
5, на узле 4 — в последовательности 5, 2, 3, а ветви р51 и рзг пов-
реждены, то при выборе пути от узла 5 к узлу 1 образуется петля;
так как выбранный путь пройдет от узла 5 через узлы 3 и 4 и
вновь вернется к узлу 5.
Возможность возникновения петель в выбранном пути исклю-
чается при выполнении следующих условий [105]:
1. При соответствии дистанционных таблиц существующей
структуре сети для ^произвольно взятых па этом пути узлов i, j я
узла а; лежащего между ними, должно выполняться ’иераязенство
где uxj, ttxi, iiij — элементы матрицы длин кратчайших путей сети.
2. При несоответствии дистанционных таблиц структуре сети,
из-за неучтенных повреждений и перегрузок, сообщение, двигаясь
вдоль пути к узлу N, все время должно приближаться к нему, т. е.
если при движении сообщения по пути к узлу N узел £
предшествует узлу j.
Указанные выше условия полностью устраняют возможность по-
явления петель, однако выполнение этих условий приводит к за-
прещению использования большого числа путей, что естественно
уменьшает возможности сети.
Как следует из приведенного описания, матричный метод опре-
деления элементов дистанционной таблицы требует для коррекции
исходной матрицы длин сбора информации о состоянии каналов в
оборудования всей сети, поэтому он удобен при централизованном
способе управления сетью.
Мето д ну ме р а ц и и узлов или в е тв е и. Для построения
дистанционной таблицы можно использовать процесс последова-
тельной нумерации узлов или ветвей сети. Так как в методе нуме-
рации используется информация, принадлежащая только соседним
узлам (длина ветви к соседнему узлу или вес соседнего узла), он
удобен при децентрализованном способе управления сетью.
Длины uiN кратчайших путей методом нумерации (маркировки)
узлов определяются следующим образом. Вес узла N принимается
тождественно равным нулю. Веса Ujn узлов, соседних с узлом (V,
определяются из выражения: Зная веса ujn,
можно найти веса iijN узлов I, соседних с узлами /;
u.v = min (/0-+ «,.„)
/
и т. д. пока не будут определены веса всех узлов сети.
К методам нумерации узлов, относится, например, метод (13],
позволяющий найти длину кратчайших путей от всех узлов сети
к фиксированному узлу N. Алгоритм определения кратчайших пу-
тей по этому методу состоит в следующем.
Фиксированному узлу Л' приписывается вес и^—О, а всем ос-
f тальпы м узлам i(i^=N) •— веса и— оо. Поочередно просматрива-
ются все узлы сечи. Вес щ узла i сравнивается с суммой веса ttj
узла j, соседнего с ьм, и длины Zf<# ветви pf j, соединяющей узел i с
соседним узлом /. Если то прежний вес т узла t за-
меняется на в противном случае 'вес узла i останется
прежним. Указанное сравнение производится по всем узлам /, 'со-
седним с узлом i.
Веса пересчитываются до чех пор, пока изменяется вес хотя
бы одного узла. После пересчета веса узлов будут соответствовать
длине кратчайшего пути от узла i к фиксированному узлу N, так
как последовательная проверка неравенства Wi>(Zfj+wJ .и замена
веса узла на меньший вес приводит к получению величины шк=
=тт[/ц+и^].
Для иллюстрации метода определим длину кратчайших путей
к фиксированному узлу 5 в сети, изображенной па рис. 2.1. (Для
простоты длину пути будем измерять числом транзитных участков,
т. е. для всех ветвей /ц=1). Узлу 5 присваиваем вес «5=0. Всем
* остальным узлам i fi=l, 2, 3, 4) присваиваем веса щ— оо. Пере-
считываем веса всех узлов.
Шаг 1 Неравенство выполняется для узлов Л «3
и 4, так как оо>{1-|-0), поэтому =и'3 ~и'4 =1. Для узла 2
указанное неравенство не выполняется и поэтому U9=h' =оо.
Шаг 2. Неравенство и' ) выполняется только для
узла 2, так как оо>(1-|-1), поэтому н" =2. Для узлов 1, 5 и 4
неравенство не выполняется и веса узлов остаются прежними.
Ш аг 3. Неравенство не выполняется для всех узлов. Веса всех
узлов остаются прежними. Определение длины кратчайших путей
прекращается.
Процесс определения длины пути и результаты расчетов удоб-
но записывать в виде таблицы (табл. 3.1).
Та блиц а 31
Шаг Длина кратчайшего пути и узлу а
«! М2 «3 «4 «в
0 со ОО оо со 0
1 1 оо 1 1 0
2 1 2 1 1 0
3 1 2 1 I 0
Примером определения длины
кратчайших путей методом ну-
мерации узлов может служить
также поисковый способ распре-
деления. потоков, используемый
в некоторых системах связи {93].
Сущность способа заключается в
следующем.
Для выбора пути между узла-
ми i и j на исходном узле i за-
писывается информация о номере
конечного узла, «исход и фор-
мируется поисковый сигнал, со-
держащий ’информацию =о виде сигнала «поиск» н адресе конечного
узла /. Сформированный сигнал «поиск j» посылается из узла i
ко ©сем соседним узлам. Соседний .узел k, приняв поисковый сиг-
нал, запоминает его вместе с номером узла, откуда он поступил
(в память узла записывается информация вида «поиск / от i»), и
проверяет, не совпадает ли адрес конечного узла / с адресом дан-
ного узла k. Если /=/=£, то узел k передает поисковый сигнал
«поиск /» всем своим соседним узлам и так далее до тех пор, пока
поисковый сигнал не поступит в конечный узел /.
В процессе передачи поискового сигнала по сети этот сигнал
может поступать на узел от разных соседних узлов последователь-
но несколько раз. Если данный поисковый сигнал уже записан в
память узла, то его последующие появления во внимание не при-
нимаются. Этим достигается минимизация пути между узлами i
и / по времени прохождения сигнала. Таким образом, волна по-
исковых сигналов выявляет кратчайшие по времени пути от i к /.
При попадании поискового сигнала на конечный узел / на этом
узле формируется ответный сигнал «ответ }», который передается
от узла / к узлу i по тем направлениям, откуда принят поисковый
сигнал. (Эти направления записаны в память узлов вместе с по-
исковым сигналом). Каждый узел, получивший ответный сигнал,
записывает его в ячейку памяти1 в виде «ответ / от k». Ответный
сигнал отмечает кратчайший (по времени прохождения сигнала)
путь узла от i к /. Когда ответный сигнал достигает исходного уз-
ла i, там формируется и посылается всем соседним узлам завер-
шающий сигнал «заверш. />. Узлы сети, содержащие в памяти
только поисковый сигнал «поиск j», приняв сигнал «заверш. j»,
стирают записанный в памяти поисковый сигнал и передают за-
ключительный сигнал своим соседним узлам. Узлы сети, содержа-
щие поисковый и ответный сигналы «поиск j» и «ответ /», приняв
•сигнал «заверш. стирают эти сигналы из памяти, коммутируют
между собой каналы направлений, по которым прошли поисковый
и ответный сигналы, и передают завершающий сигнал дальше сво-
им соседним узлам. Узлы сети, которые ие содержат ни поиско-
вого, ни ответного сигналов («поиск р и «ответ ]»), завершающий
сигнал «заверш. р во внимание не принимают и никуда его ие пе-
редают. Таким образом, волна завершающих сигналов коммути-
рует каналы в выбранном кратчайшем пути и освобождает ячей-
ки памяти узлов от поисковой информации, завершая тем самым
процесс выбора и занятия пути.
В качестве примера рассмотрим процесс выбора пути от узла
2 к узлу 5 (см. рис. 2.1) при помощи поискового метода. Будем
предполагать при этом, что время передачи сигнала по всем вет-
вям одинаково и равно одному условному такту. Для наглядности
процесс выбора пути записан в виде таблицы поиска (табл. 3.2).
В момент возникновения требования на выбор пути между уз-
лами 2 и 5 (нулевой такт) на узле 2 записывается сигнал «исход.
5» н посылается и а соседние узлы 1, 3 и 4 сигнал «поиск 5». В сле-
дующем (первом) также узлы /, 3 и 4 принимают сигнал «поиск
5», записывают в память сигнал «поиск 5 от 2» и, так как ни один
из этих узлов не является узлом 5, передают поисковый сигнал
86
Таблица 3.2
Выбор пути между узлами
Такты 1 2 3 | 4 1 5
0 «исход. 5»
1 «поиск 5 от 2» «поиск 5 от 2» «поиск 5 от 2»
2 «поиск 5 от 1» «поиск 5 от 3» «поиск 5 от 4»
3 «ответ 5 от 5»
4 «ответ 5 от 1»
5 «заверш. 5» коммут. 2^-5 «заверш. 5 от 1» стереть «поиск 5 от 2» «заверш. а от 2» стереть «поиск 5 от 2»
6 «завер. 5 от 1» «заверш. 5 от 2» «заверш. 5 от 3» «заверш- 5 от 4» стереть «поиск»
своим соседям — узлам 2t 3, 4, 5. На узлах 2, 3, -и 4 сигнал «поиск
5» уже записан н во внимание не принимается, а на узле 5 во
втором такте будут записаны три одновременно пришедших сиг-
нала «поиск 5 от 1», «поиск 5 от 3» и «поиск 5 от 4». Это озна-
чает, что между узлами 2 и 5 существуют три пути одинаковой
длины.
Получив поисковый сигнал и определив, что адреса сигналов
соответствуют номеру данного узла, узел 5 выбирает один из этих
сигналов, например, «поиск 5 от 1» (порядок выбора равнознач-
ных путей должен быть определен дополнительно), формирует
ответный сигнал «огвет 5» и посылает его к узлу / (третий такт).
Получив и записав сигнал «ответ 5 от 5», узел 1 определяет но-
мер узла, откуда получен сигнал «поиск 5» (в данном случае, этот
узел 2) и посылает сигнал «ответ 5» на узел 2 (четвертый такт).
Узел 2, получив сигнал «ответ 5 от 1» и определив, что сигнал
«поиск 5» был сформирован на узле 2, формирует и посылает всем
узлам завершающий сигнал «заверш. 5» (такты 5 =и 6), который
стирает поисковые сигналы и коммутирует каналы по выбранно-
му пути от узла 2 через узел 1 к узлу 5.
По данным [93] время поиска при пятизначном адресе узла,
максимальной длине пути Л=5 транзитов и скорости передачи
сигналов 1,2-10Бс~1 занимает 3 м-с. Методы «нумерации ветвей ос-
нованы па определении длины кратчайшего пути, которая состоит
из длины lij ветви между исходным узлом i и соседним узлом j и
длины t/jA’ кратчайшего пути от узла j к узлу N. Пусть произволь-
ный узел L имеет соседние узлы jh{k= I, ..т). Тогда для выбран-
ного конечного узла N каждой ветви исходящей из узла i, мож-
но приписать вес ги/г = ^йг + ы/йЛг» который определяет длину крат-
чайшего из возможных путей из узла I к узлу N, использующего
ветвь
К методам, использующим для определения кратчайших путей
нумерацию ветвей, относится метод рельефов (17]. В указанном
методе «N-рельефом» называется набор весов всех ветвей, опре-
деленных для фиксированного конечного узла N. Рельефы сети за-
писываются в специальные таблицы рельефов. На каждом узле
формируется своя таблица рельефов. Процесс формирования таб-
лиц рельефов очень похож на процесс построения дистанционной
таблицы п будет рассмотрен на примере сети рнс. 2.1. (В рассмат-
риваемом примере длину пути будем также выражать числом тран-
зитных участков).
На каждом узле сети составляется исходная таблица рельефов
Ri. Число столбцов таблицы определяется числом конечных узлов
в путях передачи информации (числом возможных адресов сооб-
щений). В общем случае число столбцов каждой таблицы релье-
фов равно числу узлов сети. Число строк таблицы рельефов рав-
но числу ветвей, исходящих из узла, для которого эта таблица со-
ставлена. Столбцам присваиваются номера узлов, а строкам —
номера конечных узлов ветвей, соответствующих этим строкам. В
исходной таблице рельефов на произвольном узле i вес элемен-
ты, кроме элементов i-ro столбца, принимаются равными оо (прак-
тически эти элементы таблицы могут иметь любое значение, пре-
вышающее максимально допустимую длину пути). Элементы i-ro
столбца принимаются равными нулю и в процессе преобразования
таблицы не изменяются.
В таблицах рельефов рассматриваемой сети элементы, имею-,
щие значение оо, обозначены черточкой. Для каждой таблицы
рельефов составляется минимальная строка, в которую заносятся
значения минимальных элементов каждого столбца. Минимальной
строке присваивается номер узла, на котором эта строка форми-
руется:
1 2 3 4 5
1 23 4 5
23 4 5
1 2 345
1 2 3 45
Затем строки исходных таблиц рельефов заменяются соответ-
ствующими .им по номеру минимальными строками, каждый эле-
мент которых предварительно увеличен на длину ветви, связываю-
щей рассматриваемые соседние узлы, .и получаются таблицы рель-
ефов R't . Например, строка 2 таблицы Ri заменяется минималь-
ной строкой Min 2, каждый элемент которой увеличен на вели-
чину Zi2=l, а строка 5 таблицы Rt заменяется минимальной стро-
кой Min 5 с добавлением к каждому элементу величины /е=1.
Значения элементов первого столбца таблицы Rt при этом сохра-
няются равными 0:
0 I-------
о--------1
— 1 0--
---0 1 —
.--0— 1
Min 110 1 1 | Min. 2 | 10 1 1 —
— 1 — 0—' 1 0 >- . 0 1. ; ^5 =
Min. 4 — 1 1 0 1 | Min. 5
1------0]
----1 —0 ;
.-----1 о
'[Min. 3 1—10 11 |
После того, как указанным способом будут заменены строки
во 'всех таблицах, вновь формируются 'минимальные строки и вновь
производится замена строк и формулируются таблицы R"^.
Min. 1 |0 1 22 1 | Min. 2 |1 0 1 1 2| Min. 3 | 2 1 0 1 1 |
‘ 2 1 20—'
— 2 1 0 2 ;
. 2 — 20 1 J
я;
1 2---01
-2120.
.-2 2 10
Min. 4 | 2 1 1 0 1 [
Min. 5 ] 1 2 1 1 0 |
Процесс формирования таблиц завершается, когда им одна ми-
нимальная строка, полученная на очередном шаге, не будет от-
личаться от соответствующей минимальной строки, полученной на
предыдущем шаге:
л;"
Min.
[О 1 2 2 31
[0 3 2 2 1]’
ЯГ
| О I 2 2 11 Min.
Г1 О 3 3 21
=30122
1з 0 2 1 2 J
2 | 1 О 1 1 2|
2 1 0 2 31
32012;
2 3 0 2 1 J
Min.
Г2 1 2 0 31
R'" = 3 2 1 0 2
12 3 2 О 1J
Min. 4 j~2~T 1 Q~ 1]
Г1 2 3 3 01
R'" =32120
L3 2 2 1 0J
Min. 5 jl2110|
3 Р 1 ° 1 Л
Так как в рассматриваемом примере две последние замены в
R'- п не изменили значений ни одного элемента минимальных
строк, процесс завершается. Сформированные указанным способом
таблицы рельефов идентичны дистанционным таблицам, получен-
ным матричным методом, и могут быть использованы для рас-
пределения потоков информации по сети.
Описанный выше процесс формирования таблиц рельефов очень
удобен для коррекции этих таблиц при изменениях структуры се-
ти. При выходе из строя или занятости всех каналов какой-ли-
•бо ветви по сигналам устройств контроля в таблицах рельефов
узлов, связанных этой ветвью, исключаются строки, соответствую-
щие вышедшей из строя ветви, после чего вновь формируются ми-
нимальные строки. Если новые минимальные строки отличаются
.от строк, полученных прежде, то начинается процесс переформи-
рования таблиц с заменой строк таблицы на минимальные стро-
ки, как описывалось ранее. Аналогичный процесс повторяется и
:при восстановлении или добавлении новой ветви. При этом в со-
ответствующих таблицах восстанавливается или добавляется по-
лзая строка.
Приведенные выше методы определения длины кратчайшего пу-
ти между узлами сети могут быть использованы не только для
оценки пути по длине, но и по надежности, а также вероятно-
сти потерь, если считать, что вероятности занятия .или повреж-
дения ветвей сети являются независимыми друг от друга случай-
ными событиями.
Для определения наиболее надежного пути (пути с минималь-
ными потерями) необходимо найти такой путь р.*, в котором про-
изведение вероятностей исправного состояния ветвей имеет макси-
мальную величину, т. е. /\=тахПш^, где — .вероятность того,
что ветвь исправна .(свободна).
К задаче, сформулированной в таком виде, алгоритм опреде-
ления длины кратчайшего пути непосредственно неприменим. Од-
нако при некотором преобразовании исходных данных указанную
задачу можно свести к задаче определения длины кратчайшего пу-
.90
ти. Действительно, вместо Pft=max П при определении на-
на ₽цеи*
иболее надежного пути можно искать
Pk = max (lgfl П ОУ/;) = ₽f/ € Ил = max V lga ад.- или Sfc = min 5, X
X(—Iga^ij)
(основание логарифма а может быть взято произвольно). Так как
0^ 1, то —Поэтому, если ветвям сети «приписать
«длину» Гц ——задача определения наиболее надежного
пути сводится к задаче отыскания кратчайшего пути SA=min^ Г..
Pi/euA
для решения которой можно использовать рассмотренные
выше методы. Легко определить и надежность выбранного таким
образом пути Pk = max П wef=a~sk.
PijGV-k
3.3. Стохастические методы динамического
распределения потоков
Как уже указывалось, особенностью стохастических
методов динамического управления является то, что оценка целе-
сообразности использования пути и построение дистанционных
таблиц производятся по информации о времени передачи сообще-
ния или длине пути, пройденном предшествующими сообщениями.
Для того чтобы исключить необходимость передачи к узлам — ис-
точникам сообщений указанной информации в стохастических ме-
годах время передачи или
длину прямого пути ют .прю-
иэвольного узла / к узлу N
У оценивают по времени пере-
дачи сообщения -по обратню-
МУ ПУТИ 1ИЛ;И’ Али'не обратно-
го путл, пройденного сооб-
\jrnj щемием из узла N в узел /.
Рэдс 34 Каждое сообщение или
заявка на установление сое-
динения должны чз этом случае, помимо адреса, нести еще и ин-
формацию о времени передачи (длине пути), «пройденном сооб-
щением.
Например, сообщения от абонентов узла N в процессе переда-
чи проходят через узлы /ь > jm и поступают на узел I (рис.
3.4). На узле i определяется усредненная длина пути dit пройден-
ного сообщениями от узла N к узлу i через узлы /ь }т со-
ответственно. Полученная информация о длине путей от узла Ni к
узлу i используется в стохастических методах для корректировки,
дистанционной таблицы на узле i.
Корректировка дистанционной таблицы может производиться
следующим образом {88]. Пусть на узел I от соседнего с ним- узла
j/i поступило сообщение, которое было послано абонентом узла N
и прошло по сети до узла i путь длиной l(N, jk). По информации
о длине пути, пройденном сообщением, производится коррекция
дистанционной таблицы на узле I, в процессе которой старое зна-
чение элемента на пересечении строки и столбца N заменя-
ется новым значением d'-kN , полученным из выражения
dikN~dikN
Коэффициент 0служит для введения некоторой инер-
ции в процесс коррекции дистанционной таблицы с целью защиты
от резких колебаний длины пути, пройденного сообщением, связан-
ных со случайными и кратковременными блокировками отдельных
ветвей сети из-за колебаний нагрузки и других причин.
Основной недостаток такого метода коррекции дистанционной
таблицы состоит в том, что длина пути, пройденного сообщением
от узла N к узлу I, не всегда совпадает с длиной пути от / к М и
поэтому элементы таблицы могут неточно отражать, а иногда и во-
обще не соответствовать истинному состоянию сети.
Рассмотрим в качестве примера сеть, изображенную на рис. 3.5
и полученную из сети рис. 2.1 повреждением ветвей ргз, ₽з/„ P«s-
Так как в стохастических методах коррекция дистанционных таб-
лиц происходит только при передаче сообщений, а из-за повреж-
дения ветвей сети от узла 4 к узлам 1,
3 и 5 сообщения поступать не могут,
столбец 4 дистанционной таблицы на
узлах 1, 3, и 5 в процессе коррекции
изменяться не будет. В этом случае
все сообщения от узла 1 к узлу 4 бу-
дут направляться на узел 5, а с узла 5
на узел 3. С узла 3 сообщение будет
возвращаться на узел 5, с узла 5 вновь
на узел 3«н т. д. до тех шор, пока длина
пути, пройденного сообщением, не пре-
высит допустимую, и передача прекра-
тится. В процессе многократной пере-
дачи сообщения между узлами 3 и 5 в результате коррекции будут
расти значения элемента d5i последней строки и первого столбца
дистанционной таблицы £>з узла 5 и элемента d8( —©торой строк*
и первого «столбца дистанционной таблицы Ds узла 5, которые ха-
рактеризуют длину шути к узлу / от узлов 3 и 5 соответственно.
Если длину пути измерять в числе транзитных участков, то зна-
чения этих элементов после каждого возвращения сообщения с
узла 5 на узел 5 будут увеличиваться на величину kx в то время,
как истинная длина пути от узлов 3 и 5 к узлу 1 остается неиз-
менной.
Из приведенного примера видно, что при появлении петель и
циклов в процессе передачи сообщений из-за повреждений и пе-
регрузок ветвей сети рассматриваемый метод коррекции дистан-
ционных таблиц будет вносить дезинформацию в систему управ-
ления, что приведет к резкому ухудшению эффективности управ-
ления.
Одни из наиболее эффективных методов исключения влияния
петель [88] состоит в том, что при возвращении сообщения на узел,
который оно уже проходило, резко увеличивается значение элемен-
та дистанционной таблицы ? соответствующего этому узлу. Для то-
го чтобы осуществить такое изменение дистанционной таблицы,
сообщение, помимо длины пройденного пути, должно нести ин-
формацию о номере предшествующего узла. Если номер соседне-
го узла, куда в соответствии с данными дистанционной таблицы на-
правляется поступившее сообщение, не совпадает с номером узла,
откуда оно поступило, то производится обычная коррекция табли-
цы, как было описано выше. Если же номера узлов совпадают, то
элемент дистанционной таблицы djN пересчитывается по формуле
d'jN—djN-]-k2.lij, где /—помер узла, куда возвращается по-
лученное сообщение, i — номер узла, на котором происходит пере-
счет таблицы, а 1ц — длина ветви между этими узлами.
В связи с резким увеличением величины элемента дистанцион-
ной таблицы занятие ветви сети, приводящее к образованию пет-
ли, быстро становится нецелесообразным, и сообщение направля-
ется по другим ветвям. Если других ветвей нет, как было в рас-
сматриваемом примере, то циркуляция сообщения между узлами
достаточно быстро прекращается, как только величина элемента
дистанционной матрицы превысит допустимую длину пути. Изме-
пением коэффициентов ki п
/га регулируется скорость
коррекции таблиц в нор-
мальных условиях работы
сети и при возникновении
петель в условиях больших
повреждений.
Эффективность описан-
ных выше стохастических
методов динамического уп-
равления можно проиллю-
стрировать на примере сети,
содержащей 50 узлор и 120
ветвей, структура которой
выполнена в виде решетки.
Рас. 3jG
В указанной сети «случайным образом повреждается (половина вет-
вей и в «процессе .передачи сообщений определяется доля элементов
маршрутных таблиц, которые соответствуют истинному состоянию
сети в данный момент времени. Примерная зависимость среднего
.значения Дср доли элементов маршрутных таблиц, соответствую-
Таблица 3.3
Название метода динамического уп- равления Приспосабливаемое^ динамического уп- равления Емкость памяти вычислительных устройств Эффективность до- ставки сообщений и неповрежденной сети Определение изолированных узлов Примечание
к повреж- дениям ли- ний к кратковре- менным пере- грузкам добавлению и восстановлению линий
Детерминированные методы 1 Матричные методы Методы нуме- рации узлов и ветвей В том числе поисковый способ Отлич- ная Очень хорошая Отлич- ная Плохая Слабая Хорошая Отличная Хорошая Отличная Чрезмерная особенно для больших сетей Приемлемая Минимальная Отличная Очень хоро- шая Хорошая Отличное Посред- ственное Отличное Рекомендуются для систем связи с ком- мутацией каналов и коммутацией сообще- ний при оптимизации путей по длине Рекомендуются для систем связи • с ком- мутацией сообщений при оптимизации ^пу- тей по времени пере- дачи
1 Стохастические методы | Вез исключе- ния петель С исключени- ем петель Плохая Хоро- шая Хорошая Хорошая Хорошая Хорошая Приемлемая Приемлемая Хорошая Хорошая Плохое Посред- ственное
щих истинной структуре сети в зависимости от числа переданных
сообщений С с момента повреждения ветвей сети без исключения
петель (кривая /) и с исключением петель ('кривая 2), показана
на рис. 3.6.
Как видно из рисунка, динамическое управление, использующее
стохастические методы без исключения петель, слабо приспосаб-
ливается к изменениям структуры сети, а часто, при больших из-
менениях структуры, и вообще не в состоянии скорректировать
дистанционные таблицы, так как появляющиеся при этом петли в
путях передачи информации приводят к необоснованному увели-
чению элементов этих таблиц. Исключение петель позволяет суще-
ственно улучшить адаптацию стохастических методов к измене-
нию структуры сети, однако для их реализации с каждым сооб-
щением требуется передавать дополнительную информацию, со-
стоящую из номера N узла источника сообщения, номера i узла
назначения сообщения, длины пройденного пути (время тран-
зита), номера jh соседнего узла, откуда поступило сообщение, но-
мера ji соседнего узла, куда направлено сообщение и некоторые
другие вспомогательные сигналы.
Стохастические методы с исключением петель наиболее целе-
сообразно использовать в системах связи с коммутацией сообще-
ний при оптимизации путей по времени передачи.
В таблице 3.3, составленной учетом |[88], приведены сравни-
тельные качественные характеристики сети связи при использова-
нии различных методов динамического распределения. Данные таб-
лицы, в ряде случаев нуждающиеся в уточнениях, позволяют ка-
чественно сравнить описанные методы.
3.4. Оценка пропускной способности
коммутируемых сетей связи
Эффективность методов динамического распределе-
ния зависит от структуры сети, надежности ветвей, стабильности
потоков и других факторов. Для обоснования целесообразности
использования того или иного способа распределения в каждом
конкретном случае необходимо уметь оценивать влияние принято-
го способа -распределения на пропускную способность сети. Кро-
ме того, знание величины пропускной способности сети при пов-
реждениях узлов и ветвей, а также при изменениях характеристи-
ки потоков, дает возможность определить оптимальный объем ог-
раничений выхода абонентов на сеть, а следовательно, ликвиди-
ровать в этих условиях перегрузки отдельных участков сети и рез-
кое ухудшение качества обслуживания.
Одной из основных трудностей оценки пропускной способности
коммутируемой сети связи является существование сложных нели-
нейных зависимостей между емкостью, нагрузкой и качеством об-
служивания на каждой 'ветви при заданном алгоритме управле-
ния. Для анализа пропускной способности коммутируемой сети
связи можно использовать метод оценки суммарной емкости пуч-
ков, оп-исанпый в предыдущей главе, если при определении про-
пускных способностей (емкостей) ветвей учесть зависимости меж-
ду емкостью и нагрузкой таким образом, чтобы величина сечения
определялась простой суммой емкостей ветвей, составляющих это
сечение.
Наиболее просто задача оценки пропускной способности в та-
кой постановке решается для коммутируемых сетей связи без об-
ходных направлений, когда на каждой ветви заранее задано до-
пустимое качество обслуживания. Если предположить, что внутрен-
ние блокировки на узлах несущественно сказываются на характе-
ристику потоков, то характер потоков, поступающих на каждую
ветвь такой сети, будет oinp оделяться -параметрами исходных по-
токов, а для определения пропускной способности ветви могут быть
использованы зависимости, достаточно хорошо изученные в тео-
рии телефонных сообщений.
Рассмотрим коммутируемую сеть связи без обходных направ-
лений, в которой каждая ветвь представляет собой пол недоступ-
ный пучок каналов, потоки в ветвях являются простейшими, а ка-
чество «обслуживания на каждой ветви задано матрицей
В такой сети максимальная величина нагрузки, которую можно
передать между некоторой парой узлов, будет определяться вели-
чиной -пропускной способности пути, предусмотренного для об-
служивания нагрузки между рассматриваемой парой узлов. Про-
пускная способность пути, в свою очередь, определяется ветвью с
минимальной пропускной способностью, входящей в этот путь.
Если в коммутируемой сети без обходных направлений для
удовлетворения требований пропускной способности и надежности
организуются пучки каналов между парой узлов по нескольким
путям, то максимальная величина нагрузки между этой парой уз-
лов будет определяться величиной минимального сечения, разде-
ляющего эти пути. При этом величина сечения будет равна сумме
пропускных способностей ветвей, составляющих это сечение. В
данном случае пропускную способность ветвей легко можно опре-
делить, например, по таблицам потерь для полнодоступного пучка.
Таким образом, для оценки пропускной способности коммути-
руемой сети связи без обходных направлений при заданном на
каждой «ветви качестве обслуживания рц можно топольвов ать ме-
тод оценки суммарной емкости пучков сети, если емкости ветвей
yij определять из выражения pij=Ebii (Уа)> которое представлено
в ваде табли-ц в Величины максимальных (потоков, которые
можно обслужить одч1'01В1ре<ме>нно в коммутируемой сети с® яви без
обходных направлений, при условии, что ни на одной из ветвей сети
потери не превысят заданной величины рц> можно определить ре-
шением системы неравенств, как прн оценке суммарной емкости
пучков неком мутируем ой сети.
В сети связи с обходными направлениями оценка пропускной
способности усложняется тем, что характер потоков, поступающих
96
на каждую ветвь, будет определяться не только параметрами ис-
ходных потоков, но и параметрами избыточных потоков. В такой
сети для обслуживания каждого потока вызовов предусматривает-
ся несколько путей и задается порядок выбора этих путей, опре-
деляемый принятым алгоритмом выбора направлений. В этом слу-
чае каждая ветвь может входить как в путь первого выбора и ис-
пользоваться для обслуживания исходного потока, так и в пути,
образующие обходные направления для других пар узлов, и ис-
пользоваться для обслуживания избыточных потоков, поступаю-
щих на эти направления. Величина и характер избыточных потоков
существенно зависят от числа путей, занятых для обслуживания
нагрузки между каждой нарой узлов и порядка выбора этих пу-
тей. Поэтому величина пропускной способности ветви в данном
случае будет выражаться более сложной зависимостью, чем при
отсутствии обходных направлений.
Основная трудность определения пропускной способности вет-
ви в коммутируемых сетях связи с обходными направлениями за-
ключается в том, что избыточные потоки, поступающие на обход-
ные направления, даже в том случае, когда исходные потоки яв-
ляются простейшими, представляют собой потоки с ограниченным
последействием [10]. Для характеристики нагрузки, образованной
избыточными потоками, недостаточно одного параметра — интен-
сивности нагрузки, а необходимо знание, по крайней мере, двух
параметров — математического ожидания tn(bjj) и дисперсии
vfbij), которые могут быть подсчитаны по формулам [115]:
т(6ц) = У£1./(У),
»(М = m(fci;-)[l — +
где У— нагрузка, поступающая на пол недоступный пучок из bij
каналов.
Если на пучок из Н каналов обходного направления поступает
поток, образованный g избыточными потоками с параметрами
(bi3) и (6^), то при условии их взаимной независимости ха-
рактеристики общего потока М(х) в V(x) можно получить с точ-
ностью до третьего знака простым суммированием соответствую-
щих характеристик каждого из потоков:
g 6=1
v w = v Фи), a, j = i......п).
w
Эти зависимости положены в основу методов расчета качества
обслуживания потоков вызовов на сетях связи с обходными на-
правлениями, названных методами эквивалентных замен {107, 115].
Недостатком методов эквивалентных замен является накапливание
4—90 97
Y___________
Ьц + 1 + /п (bij) — У
погрешности в процессе эквивалентных преобразований. Величи-
на погрешности в результате многократных преобразований приоб-
ретает неопределенное значение, поэтому методы эквивалентных
замен рациональны для расчета сетей, использующих «пути с не-
большим числом обходных направлений. Однако это не является
сильным ограничением, так как на реальных телефонных сетях
для передачи одного потока организуют обычно не более трех об-
ходных направлений [I]. Ограничение числа обходных направ-
лений сокращает число преобразований в методах эквивалентных
замен и дает возможность использовать эти методы при анализе
пропускной способности реальных сетей связи с обходными нап-
равлениями.
Чтобы упростить задачу аналитического определения пропуск-
ной способности ветвей при анализе коммутируемых сетей связи,
принимаются два допущения. Смысл первого допущения, назы-
ваемого гипотезой о независимости, состоит в том, что потоки,
поступающие в каждый узел, считаются независимыми, а поток,
выходящий из каждого узла, образованный суммой независимых
малых потоков, близким к пуассоновскому потоку. Смысл второго
допущения, называемого отсутствием внутренних блокировок (55],
состоит в том, что характеристики^телефоиного потока в области
потерь (0,001—0,2) пе зависят от числа пере приемных участков в
пути, выбранном для обслуживания этого потока.
Исходя из этих допущений, при оценке пропускной способно-
сти коммутируемой сети связи с обходными направлениями каж-
дый узел можно рассматривать независимо, как многоканальное
коммутационное устройство. Таким образом, если известны ем-
кость bij, структура (доступность) пучков, каналов И допустимая
величина потерь для каждой ветви рассматриваемой сети, а так-
же алгоритм распределения потока по ветвям, выходящим из каж-
дого узла, то методом эквивалентных замен можно определить па-
раметры потоков, поступающих на каждую ветвь, а следователь-
но, я пропускную способность ветви. Рассматриваемый метод ана-
лиза пропускной способности коммутируемых сетей связи пред-
полагает, что система обслуживания вызовов является системой с
потерями, все ветви сети представляют собой полподоступиые пуч-
ки каналов, исходные потоки вызовов являются простейшими, из-
быточные потоки — потоками с ограниченным последействием.
Процесс определения пропускной способности ветвей методом
эквивалентных замен рассмотрим на примере сети связи, представ-
ленной на рис. 3.1, структурные параметры которой задаются мат-
рицами В и В:
Каждая ветвь представляет полнодоступный пучок каналов, а
качество обслуживаяшя на ветвях сети записано -в матрице до-
пустимых потерь Р:
12 3 4
1 г __ 0,15 0,01 0,001 -
2 0,15 — 0,15 0,001
“3 0,01 0,15 — 0,12
4 0,001 0,001 0,12 — _
Предположим, что в рассматриваемой сети необходимо обслу-
жить три потока: <р12 между узлами / и 2, между узлами 2 и
3 и фз4 между узлами 3 и 4. Порядок выбора путей при обслужи-
вании каждого потока определяется, исходя из принятого алгорит-
ма управления, длиной пути по числу транзитных участков (вет-
вей). Максимально допустимая длина пути /иоп в данном примере
принята равной трем транзитным участкам.
В соответствии с алгоритмом управления при обслуживании
потока ф12 иа узле / сначала выбирается путь pt(12) = Р12- Если ем-
кость пути исчерпана, то выбирается путь р2(12) = {р13, рзь fta}-
В пути -р2(12) первым шромежуто^шым ком мутационным узлом
от узла 1 -к узлу 2 будет узел 3. Из узла 3 самый короткий
путь до узла 2 состоит из ветви ₽й2 Если емкость и этого .пути ис-
черпана, то выбирается второй по длине путь от узла 3 к узлу 2
4‘
99
Рз(32) = {Рзь ₽«>} Поэтому путь рз(12) = {013, ₽зь 042> будет пу-
тем третьего выбора «ри обслуживании потока (pj2. Аналогично мо-
жно проследить все остальные пути обслуживания потока <pi2 и
других потоков. Все пути с учетом порядка их выбора занесены в
таблицу путей (табл. 3.4).
Прежде чем перейти к определению пропускной способности
ветвей анализируемой сети, выпишем для наглядности .пз табли-
Рис. -3.7
цы -путей 'порядок вопользо-
вання каждой ветви при пе-
редаче потоков и нанесем
эту (информацию в ваде ин-
дексов в скобках та граф
сети рис. 3.7. Напрн-мер, ин-
дексы (I, 1, 4), (II, 3, 2),
(II, 4, 3), (II, 5, 2), стоящие
около ветви 034, обозначают,
что эта ветвь при передаче
информации от узла 3 явля-
ется первым участком (ин-
декс I) на .пути первого вы-
бора (индекс I) к узлу 4
(индекс 4), вторым-участком на пути третьего выбора к узлу 2 и
т. д. Определим теперь |Па*ра»метры нагрузки, которая может быть
обслужена каждой ветвью при заданном качестве обслуживания
(матрица Р), если при распределении потоков использовать пути
в том порядке, в каком они записаны в таблице путей для рас-
сматриваемой сети.
В анализируемой сети, в соответствии с таблицей путей, для
обслуживания каждого потока можно использовать пять путей.
Рассмотрим, например, поток cpia (аналогичные рассуждения спра-
ведливы и для всех остальных потоков в сети). Определим снача-
ла величину потока (нагрузку) У is. которая может быть обслуже-
на иа пути первого выбора pi (12) между узлами 1 и 2. Путь pi (12)
состоит из одной ветви, поэтому У^ можно определить из выраже-
ния pi2=P&I2 (Уа) или по таблицам для пол недоступного пучка
[11]. ¥12=8,6 эрланг, так как p12=Ei0 (У2)~0,15. Параметры из-
быточной нагрузки, необслуженной на пути pi (12) и поступаю-
щей на путь второго выбора р2(12), и v(Ь^) 12, легко оп-
ределяются по формулам:
m • Р12 — 8,6 • 0,15 = 1,29 эрланг,
(Wu = т (612)i2 [1 — т (612)12 + .----— 1 =
L ь12 + 1 + (012)12 — У и J
= 2,63 эрланг.
Далее определяем параметры нагрузки, необслуженной на пу-
ти второго выбора и поступающей на пути третьего рз(12) и чет-
100
вертого выбора ри. (12) соответственно: ш(/?2з)12, ^(/?гз) и? ^(Ь1з)1ь
$ (613)12- Эти параметры также определяются методом эквивалент-
ных замен, причем для нахождения /10КВ и а'экв можно воспользо-
ваться приближенными формулами [13]:
A = V(x)4-3
М(х) \М(х)
х = -^~ Л4(х) — 1,
<7
где
«7=1-------'----
V(x)
лод+т—
М(х)
Для рассматриваемого примера при определении избыточной
нагрузки, поступающей с шути ца('12) на путь Цэ(12) ШРИ об-
служивании потока между узлами 1 и 2; А (*23)12=8,6 эрланг,
Л'23=1О кан. М(х2з)а=ш(Ь12)1ъ У(*2з) 12=^(612) 12- Качество обслу-
живания в рассматриваемой эквивалентной системе р(х2з4-6ЙЗ) оп-
ределяем, исходя из заданного качества обслуживания на ветви
Ргз, являющейся первым участком на обходном пути рй(12).
Из матрицы Р видно, что р2з=0,15. Таким образом, р2з—
= л(^р(^+м = р^ + м. Отсвда p^+bls)=pK.pw=
М (*23> P1S
=0,15-0,15 = 0,022. Следовательно, параметры избыточной нагруз-
ки, необсл'уженион -на пути рй(12) и поступающей на чэуть рз:(12),
равны:
т (633)12 = А (*23)12 Р (*23 + М = 8,6 • 0,022 = 0,19 эрланг;
О (633)12 — (623)12 • (1 — /И (6аз)1а -}-
__________________А (*23)12 ______________
(*23 + &2з) + 1 “Ь т (^2з)12 — А (*23)12
= 0,19 (1—0,19-1------------------1 =0,19-1,5 = 0,29 эрланг.
\ 204-14-0,19 — 8,6/
Аналогичным путем определяются параметры избыточной на-
грузки, поступающей па путь Ц4(12), если по каким-либо причи-
нам путь Из(12) недоступен: m (613) 12, v(bi3)i2- В этом случае
-4 (*13)12= 8,6 эрланг, х13=10 кан.; М(*'13)12=^(612)12; У(*1з)12=
=1^(612)12; р1з=0,01, отсюда р(х1з+613)=р1з-р12=0,01 -0,15=
—0,0015. Следовательно, т(61з)12=^(*1з)12-р(*1зЧ-61з)=8,6Х
X0,0015=0,013 эрланг.
г, (*is)i2 = 0,013 /1—0,013-1--—---------1=0,022 эрланг.
v \ 204-14-0,013—8,6/
Такой же анализ нагрузки проводится и для распределения по-
токов <ргз 'И фз4- По результатам проведенного анализа можно оп-
ределить параметры нагрузки, поступающей на каждую ветвь се-
ти, для распределения потоков по путям, записанным в таблице
путей. Так, на ветвь 0i2 будет поступать нагрузка с параметрами
*
M(x12), Ufx12), 0B= где
M Vv12)
M (>12) — У1г4~^? (£23)23 4-^л(£и)аз 4-ш (£14)з44-п?(£24)з4:== 9,8 эрланг,.
17 (xjo)==Ум Ч-v (£23)23 (^хз)зз 4-^ (£м)з44~$ (£24)3-1 “= 11,25 эрланг,.
е1а = 1Ы^и5.
9,8
На ветвь Рьз будет поступать нагрузка с параметрами:
М(г1а), V ы, е13= —где
ЛГ (л1з)
М (Х13) = tn (£13)12 “г и? (£23)12 + /и (£33)23 4~ иг (£34)23 4~ т (£34)34 4~
4- т(£ц)84 = 3,6 эрланг,
V (-Vis) = v (£12)12 4“ О (£33)12 4" (£-23)23 4“ v (£34)23 4" и (£34)34 4“ j 1 И-Чс
4- v (£14)34 = 7,7 эрланг,
Аналогичным путем можно получить параметры нагрузки, по-
ступающей и на другие ветви анализируемой сети. По этим пара-
метрам определяется нагрузка, которую может обслужить каж-
дая ветвь рассматриваемой сети при заданном качестве обслужи-
вания (пропускную способность ветви).
Упростить при заданном качестве обслуживания определение
пропускной способности ветви, когда иа нее поступает нагрузка,,
образованная избыточными потоками, можно, используя параметр
0j, характеризующий отклонение /-го избыточного потока от про-
стейшего. Этот параметр называют параметром «вырождения» на-
грузки [10].
Если поступающая нагрузка образована чисто простейшими по-
токами (0=1, V(x)=M(x)), то для принятых ограничений и за-
данной величины потерь пропускную способность ум ветви ₽«
можно легко определить, используя, например, таблицы из {Н]илк
выражение Рм=Еък[(ум)- Если же поступающая на ветвь нагруз^
ка не является простейшей (б>1), то величина нагрузки М(хы),
которую может обслужить та же ветвь при тех же условиях, что
и для случая 0=1, будет меньше, чем ум, т. е.
М (Xk l) = Уkl-Адг
где ум—величина пропускной способности ветви ри, определяе-
мая по таблицам Эрланга для полнодоступного пучка £/.-/; Ам —
коэффициент уменьшения пропускной способности ветви за счет
вырождения нагрузки.
Методом эквивалентных замен получены функциональные за-
висимости AM=f)(YJ 0, р) и составлены графики (рис. 3.8) для
пол недоступных пучков емкостью до 100 каналов, величин 0=1,14-
10? *
4-2,5, диапазона нагрузок У= 14-50 эрланг и потерь /?=0,0054-0,2,
которые с достаточной точностью описываются аппроксимирующим
выражением:
lg р X у—0,864—0,106 Ig р
Возвратимся к рассматриваемому примеру сети (см. рнс. 3.1)
и воспользуемся для определения пропускных способностей ветвей
полученными аппроксимирующими выражениями или графиками.
Как уже указывалось, пропускная способность ветви £12, например,
представляющей в данном случае полно доступный пучок каналов,
может быть найдена из выражения
У12 ~ ^12 ^12-
Величина yi2 определяется из выражения рк—Еь^уа) или из
таблиц (7]. При Р12==0,15, Ьц= 10, 1/12=8,6 эрланг. Коэффициент
Алг (Л12) определяется из графиков рис. 3.8 или из аппроксимирую-
щего выражения. Для pi2=0,15, ^2=8,6 эрланг, 012=1,16 Длг(^г> =
=0,08. Следовательно, 1/12=8,6—0,08-8,6=7,9 эрланг.
Аналогично находят пропускные способности остальных ветвей
сети: //1з=2,7, у и=0,9, //аз=7,9, {/34=7,65, #и.=0,44 эрланг.
Определив таким образом орошуокные способности ветвей,
можно составить систему нераюенств, характеризующую пропуск-
ную способность анализируемой 'сети. Для (рассматриваемого при-
мера она будет иметь (следующий вед:
’С А1,234 = У1а+й.з+{/14=И ,25 эрланг,
фга+фгз ’С Лздзд = йз+У8з4"£/з4=16 эрланг,
фгэ+фз* Лзд24 = У13А~У2з~]-Уз&~ 18,25 эрланг,
ф2з < Л12.34 = У1з +У14 +fe +&4= 11,94 эрланг,
фза-^ Лига — &4-Н/24-Н/з4=8,99 эрланг,
Фха+фза'С Ли,аз — У12А~У1зА~У^~^~Уз^== 18,44 эрланг,
ф13“ЬфззЧ“Фз 4 13,24 = Ф12 +ф14Ч“ф23Ч~фз4 =24,15 ЭрЛЗНГ.
Решение полученной системы неравенств определяет величины
максимальных потоков; Фй=Гй^7,9 эрланг, <р2з=8,35 эр-
ланг, Фз4=/’з4^8,09 эрланг, которые можно одновременно обслу-
жить на сети (рис. 3.1). При этом качество обслуживания на каж-
дой ветви не будет превышать допустимой величины, заданной
матрицей Р. Таким образом, для анализа пропускной способности
коммутируемых сетей связи можно использовать метод определе-
ния суммарной емкости путей, дополнив его операцией нахожде-
ния пропускных способностей ветвей.
Глава 4
Динамическое управление
распределением информации
4.1. Понятие о плане распределения информации
Прежде чем рассмотреть принципы .построения уст-
ройств динамического управления, уточним введенное ранее поня-
тие «план распределения информации» применительно к комму-
тируемой сети связи.
Пусть на некоторой части сети связи, изображенной на рис.
4.1, существуют определенные потоки информации, в том числе
поток <рае от узла У Кд к УКе- Примем, что для передачи этого по-
тока допускается установление соединений на У К а как по ветвн
Рае, так и- по ветвям $дв и Рас- Очевидно, что в последних двух
случаях соединение от У Кд к УКе будет установлено через тран-
зитные УК (У Кв и УКс). Следовательно, от У Кд к УКе можно ус-
танавливать соединения
по путям различной дли-
ны. Определяя длину пу-
ти числом последователь-
но соединенных в нем ка-
налов, заметим, что крат-
чайшим путем передачи
информации от узла У Кд
к узлу УКе будет путь,
проходящий через ветвь
Рае. Назовем ветвью пер-
вого выбора (направле-
нием первого выбора)
ветвь, которая входит хо-
тя бы в одни путь с ми- 4-1
иимальной длиной (т. е,
® кратчайший путь). Если же ветвь входит в какой-либо путь, вто-
рой по длине, то ее будем называть ветвью второго выбора (на-
правлением второго выбора). Таким же образом можно определить
ветви третьего, четвертого и т. д. выборов. Для рассматриваемого
примера ветаь Рае является ветвью первого выбора, Рав — ветвью
второго выбора, а рлс — ветвью третьего выбора. Аналогично мо-
гут быть распределены ветви и на остальных УК. На рис. 4.1 ука-
заны соответствующие цифры в кружочках для связи к У Кт.
При поступлении заявки на установление соединения вначале
отыскивается свободный капал в ветви первого выбора. Если та-
кой канал имеется, то он занимается и соединение устанавливает-
ся в основном направлении. Если же свободных каналов нет, та
отыскивается свободный канал в ветви второго выбора и т. д., пока
не будет найден свободный канал, и соединение устанавливается
в первом, втором и т. д. обходном направлении. Если ни в одном
из обходных направлений свободных каналов нет, то, в зависимо-
сти от алгоритма обслуживания, вызывающему абоненту переда-
ется сигнал отказа или заявка на соединение устанавливается на
ожидание.
Число обходных направлений может «быть меньше или равно
общему числу (исходящих из данного УК .ветвей.
Вернемся к рассмотрению нашего примера. Если свободных
каналов в Рд® не имеется, то отыскивается свободный канал в
Раб- При наличии свободного канала в Рав соединение установит-
ся «к УКв. Теперь уже соединение -необходимо установить на УКв.
На УКв производятся те же действия, что и на У К а. Пусть, напри-
мер, в Рве нет свободных каналов. Тогда соединение необходимо
установить в обходном направлении. В данном случае ветвью вто-
рого выбора является рвд. Однако так как -соединение к УКв было-
установлено с У Кд, то с УКв через рвд соединение устанавливать-
не имеет смысла (будем считать, что соединение в обратном нап-
равлении пс устанавливается), и «поэтому необходимо отыскивать
свободные каналы в других обходных направлениях.
При установлении соединений к другому УК порядок выбора
ветвей может быть другим. Распределение на каждом УК порядка
выбора ветвей (направлений) для установления соединения ко-
всем остальным УК и называется планом распределения инфор-
мации.
При длительных перегрузках отдельных ветвей или выходе их
из строя выбранный «ранее (план распределения 'информации «м-б-
жет оказаться не оптимальным, т. е. не обеспечивающим макси-
мальную тррошускную способность сети.
«Поэтому одной из основных задач «системы управления- сетью-
является анализ ситуаций «на сети и (корректировка плана распре-
деления информации.
Способ управления, обеспечивающий перераспределение путей
передачи потоков информации (корректирование плана распреде-
ления информации) при изменении ситуации на сети связи, будем
называть динамическим управлением. Способ управления, не пре-
дусматривающий изменения плана распределения информации, бу-
дем называть статическим управлением. Существующие в настоя-
щее время системы управления относятся к статическим системам
управления. Системы с динамическим управлением только начи-
нают создаваться.
4.2. Централизованная система управления сетью
При централизованном принципе построения сис-
темы динамического управления оптимальный план распределения
информации на всей сети или ее отдельной части (зоне) опреде-
ляется в одном (центральном) УУС всей сети или зоны. При этом
УУС должно иметь связи с управляющими устройствами У У всех
узлов сети (зоны) для получения от них информации о состоянии
оборудования ветвей и узлов связи (зоны) н передачи на эти уз-
лы информации об очередности выбора направлений, соответст-
вующей оптимальному плану распределения информации. В УУС,
построенном на базе ЭВМ, составляются дистанционные таблицы,
во которым определяется оптимальный план распределения инфор-
мация. Этот план в виде-матриц маршрутов передается на узлы
сети (зоны), где используется для выбора порядка установления
соединения по отдельным направлениям.
Объем памяти и быстродействие, а следовательно, и стоимость
ЭВМ и УУС определяются .размером сети (зоны), которой она
управляет. На коммутируемых сетях связи, содержащих до 100 уз-
лов коммутации, в УУС могут использоваться существующие се-
рийные ЭВМ; на более крупных сетях потребуются ЭВМ боль-
шей производительности и с большим объемом памяти.
Структурная схема системы динамического управления сетью
31 ри централизованном способе выбора оптимального плана рас-
пределения потоков приведена на рис. 4.2. УУС сети (зоны) состоит
из: электронной (специализи-
рованной или универсаль-
ной) вычислительной машины
.(ЭВМ), в которой составляют-
ся ди станционные таблицы и
матрицы маршрутов; устройств
приема информации о состоя-
нии оборудования ветвей и уз-
лов связи и ввода этой инфор-
мации в ЭВМ Увх, устройств
вывода информации об опти-
мальном плане распределения
потоков и передаче ее на узлы
Pine. 4.2
сети (зоны) УВых- При центра-
лизованном способе динамиче-
ского управления в управляю-
щих устройствах узлов «сети (не-
обходимо дополнительно уста-
новить блок памяти М для хра-
пения матрицы маршрутов м тересчетчик с (переменной структурой
И ПС, 'позволяющий изменять очередность .выбора направлений в
соответствии с оптвмальным (планом распределения информации,
волучеином -в ’виде (матрицы маршрутов из УУС.
К устройствам блока памяти М никаких особых требований не
предъявляется. Число ячеек памяти для хранения матрицы мар-
шрутов определяется числом узлов сети (зоны) и числом направ-
лений, исходящих из каждого узла.
В качестве пересчетчнка с переменной структурой можно ис-
пользовать обычный пересчетчик П автоматической междугород-
ной телефонной станции АМТС или узла автоматической коммута-
ции УАК, добавив к нему блок изменения структуры БИС, позво-
ляющий менять порядок использования направлений, доступных
для обслуживаемого вызова. На рнс. 4.3 показана фуикциональ-
Рис. 4.3
пая схема такого пересчетчнка. Пересчетчик может анализировать
от одного до пяти знаков набранного абонентом номера. В зависи-
мости от набранного номера пересчетчик может обеспечить мар-
кирование исходящих комплектов одного из пучков каналов от
трех до пяти возможных направлений.
При установлении соединения информация о коде номера, ка-
тегории абонента или соединения, виде связи н т. п. поступает из
регистра >в -ближи приема [пересчетчик а. Код номера, отрини-маемый
из (регистра, содержит от двух до пяти знаков ® зависимости от
характера устанавливаемого соединения, причем каждая цифра
номера поступает частотным кодом «2 из 6». Цифры кода номера-
поступают на блоки пересчета, количество которых определяется
количеством задействованных на сети номеров междугородных
станций. Каждый блок пересчета может выдать информацию а
трех-пяти пучках каналов (по числу доступных направлений для
одного вызова).
Информация из блоков пересчета поступает в блоки маркиров-
ки комплектов доступных направлений. Блоки маркировки ком-
плектов совместно с блоком очередности использования иаправле-
ний отмечают исходящие пучки каналов, по которым может быть
установлено соединение. Причем очередность выбора пучков кана-
лов разных направлений обеспечивается кроссировкой между бло-
ками пересчета, блоками маркировки и блоком очередности ис-
пользования направлений. Кроссировка между блоками пересчета
и блоками маркировки определяет, какие пучки каналов относят-
ся к направлениям данного кода номера. Кроссировка между бло-
ками маркировки и блоками очередности определяет очередность
выбора направлений пучков в каждом направлении. Очередность
выбора пучков каналов доступных направлений устанавливается
на основании информации, поступающей из свободных комплек-
тов каналов или, при блокировке промежуточных линий ступени
междугородного соединения, из управляющего устройства узла
коммутации.
Блок изменения структуры пересчетчика позволяет изменить
кроссировку между блоками маркировки комплектов и блоком оче-
редности использования направлений, устанавливая очередность
выбора направлений в соответствии с поступающей информацией
о состоянии сети, записанной в матрице маршрутов. Блок измене-
ния структуры пересчетчика включает в себя две схемы: схему
коммутатора, обеспечивающую изменение очередности использова-
ния направлений, и схему управления этим коммутатором.
Цели управления
•Рис. 4.4
Схема коммутатора должна обеспечить получение любой из по-
следовательностей использования направлений. Так как для каж-
дого обслуживаемого вызова доступно не больше т=5 направле-
ний, то коммутатор должен обеспечивать получение fn/=il2O ком-
бинаций. На оис. 4.4 показана схема коммутатора, построенная
по методу, изложенному в [46]. Приведенная схема коммутатора
может быть выполнена как па электромеханических, так и на элек-
тронных элементах.
Кроссировка между блоками маркировки и блоком очередности
использования направлений зависит от внутреннего состояния схе-
мы коммутатора, которое устанавливается схемой управления
управляющей работой схемы коммутатора двумя способами:
1) внутреннее состояние коммутатора, обеспечивающее треб}'е-
мую очередность жпользоваигия направлений, определяется и ус-
танавливается при обслуживании каждого вызова в соответствии
с информацией, записанной в матрице маршрутов;
2) внутренние состояния коммутатора для каждого из возмож-
ных кодов номера определяются во матрице маршрутов заранее,
а при обслуживании каждого вызова схема коммутатора устанав-
ливается в выбранное для поступившего кода номера внутреннее
состояние, обеспечивающее требуемую очередность использования
доступных направлений.
На рис. 4.5 показана функциональная схема управления, обес-
печивающая работу схемы коммутатора по первому способу. Прип-
•х&уема» после
оооательность (вт
матрицы маршрутов
1реЪиемая пос
ледоЁа/пельнБСПМ-
использовании
направлении
Рис. 4.6
цип работы схемы заключается в следующем. При подключении
регистра к пересчетчику по коду номера из матрицы маршрутов
выдается информация об оптимальной последовательности исполь-
зования направлений. По сигналу «Пуск» открывается клапан
и импульсы генератора Г поступают на счетную схему Сч. Счет-
ная схема управляет схемой определения внутреннего состояния,
и а выходе которой выдается одна из возможных последов ательно-
110
стен выбора направлений. Схема сравнения устанавливает, соот-
ветствует ли выдаваемая схемой определения внутреннего состоя-
ния последовательность использования направлений последова-
тельности, полученной от матрицы маршрутов. При соответствии
последовательностей схема сравнения закрывает клапан Кь откры-
вает клапаны выдачи информации /(2 на цепи управления схемы
коммутатора, а также через линию задержки ЛЗ — клапаны Кз
подключения блока изменения структуры к блокам маркировки
комплектов. Последние открываются с задержкой, необходимой
для принятия требуемого внутреннего состояния схемой коммута-
тора. После того, как пересчетчик обслужит подключенный к не-
му регистр, все схемы блока изменения структуры приводятся в
исходное состояние. Цепи возвращения схемы в исходное состоя-
ние и а рис. 4.5 не показаны.
поспедо
оагпельность ( от
матрицы маршрутов)
Код номера
{от регистра}
Р.ПС. 4.6
При несоответствии поступающих последовательностей исполь-
зования направлений схема сравнения не закрывает клапан /д и
^четная схема будет выдавать новые последовательности до тех
пор, пока не будет определено внутреннее состояние схемы ком-
мутатора, обеспечивающее требуемую последовательность исполь-
зования направлении.
Объем оборудования рассмотренного варианта построения бло-
ка изменения структуры составляет около 10% объема оборудо-
вания пересчетчика. Схема управления коммутатором, построенная
по второму способу, должна отличаться наличием матрицы внут-
ренних состояний коммутатора, которая заполняется по инфор-
мации, содержащейся в матрице маршрутов (рис. 4.6). Инфор-
мация из матрицы внутренних состояний коммутатора считывается
в соответствии с кодом номера обслуживаемого вызова и подается
на цепи управления коммутатором. Объем оборудования блока
изменения структуры по второму способу управления составляет
порядка 50—60% объема оборудования пересчетчика.
Первый способ управления схемой коммутатора замедляет ра-
боту пересчетчика при обслуживании одного вызова на время оп-
ределения внутреннего состояния коммутатора, но требует неболь-
ших дополнительных затрат. Второй способ управления практиче-
ски не увеличивает время работы пересчетчика при обслуживании
вызова, но требует больших дополнительных затрат. Его целесооб-
разно использовать, если матрицы внутренних состояний комму-
татора будут определяться непосредственно в ЭВМ УУС вместо
матриц маршрутов. В этом случае блок изменения структуры бу-
дет состоять из схемы коммутатора и блока памяти внутренних
состояний коммутатора, что значительно упростит устройства ди-
намического управления на узлах сети.
4.3. Особенности функционирования устройств
динамического управления при зоновом принципе
построения системы управления сетью
В случае, когда сеть разбита на зоны, оптимальный
план распределения информации между зонами выбирается цен-
тральным УУС (//УУС), которое должно иметь связи с УУС зон
для обмена информацией об оптимальных планах распределения
информации между зонами. Работа ЦУ У С по оптимизации меж-
зоиовых связей во многом аналогична работе УУС (по определе-
нию оптимального плана распределения информации.
В качестве исходных данных для выбора оптимальных путей
передачи информации между зонами в ЦУ У С должна храниться
информация о расстояниях между всеми граничными узлами сети.
Под граничным узлом понимается узел, имеющий непосредствен-
ную связь, по крайней мере, с одним узлом другой зоны. Расстоя-
ние между двумя граничными узлами i и /, принадлежащими раз-
личным зонам сети, равно — весу ветви, непосредственно сое-
диняющей узлы I и /. Если непосредственная связь между узлами
i и / отсутствует, то оо. Если граничные узлы I и / принадле-
жат одной и той же зоне, то /у=0. Информация о расстояниях
между граничными узлами может быть представлена матрицей
£о=||/®. ||. Кроме того, зонные УУС определяют и передают в об-
щее ЦУУС в качестве исходных данных величины кратчайших рас-
112
стояний между граничными узлами 9 = 1, ..nQ и всеми остальны-
ми узлами 5=1, 2, ..ns рассматриваемой зоны, содержащей пя
узлов.
Обозначим через величину кратчайшего расстояния от про-
извольного узла s рассматриваемой зоны fs=l, 2, ..., ns) к гра-
ничному узлу q, а через £7°s — величину кратчайшего расстояния
от граничного узла q к произвольному узлу s данной зоны (s—
= 1, 2, . ns). Величины кратчайших расстояний -£7®s и £7^ вы-
числяются в процессе работы зонного УУС по определению опти-
мальных путей внутри зоны.
Алгоритм работы ЦУ У С по определению оптимальных путей
между зонами поясним- на примере нахождения путей передачи
информаций между узлом i, находящимся в зоне I, и узлом /,
находящимся в зоне 2. (Для простоты описания алгоритма пред-
полагается, что рассматриваются только пути, непосредственно
соединяющие узлы зон 1 н 2. Учет путей, проходящих через другие
зоны, не вносит принципиальных изменений в алгоритм работы
ЦУУС, а приводит только к увеличению числа операций).
Для определения путей передачи информации между узлом i
зоны / и узлом j зоны 2 ЦУУС должно:
1. Получить от УУС зоны 1 величины кратчайших расстояний
£7?^ от узла I ко всем граничным узлам 91=1, ..fti зоны 1, а от
УСС зоны 2-—величины кратчайших расстояний £7®. от гранич-
ных узлов 1, ..Па зоны 2 к узлу /.
2. Выбрать из матрицы длин L°=||/Jfe9 || элементы Zgi9. , соот-
ветствующие расстояниям между всеми граничными узлами qi зо-
ны 7 и 92 зоны 2.
3. Для определения длины путей составить выражения вида:
г. . = £79 -i-£7D .
* 9, 9t ! «9s 1 9.9s ' 9s J
для всех сочетаний qL= 1, 2, ..и 92=1, 2, ..
4. Выбрать для каждого 91=1, 2, ..п, значения г,„„ , и рас-
' *9i9s/ г
положить их по мере возрастания величины г (д , т. е. 'определить
min,(г^,). Каждая из величин min,( г, () 'определяет длину
пути k-ro выбора от узла i »к -узлу / через узел 91, а индекс q^k оп-
ределяет следующий за узлом 91 узел из этом пути.
5. Выбрать для каждого 91 величины minj ) и рас-
пределить их по мере возрастания величин riqg,-l, т. е. определить
min, (min,
91£ \
Индекс 91 k определяет граничный узел зоны 1 па пути /г-го вы-
бора от узла i к узлу /, а величина mini ( riq — длину ©тоге
пути.
6. Индексы qifi (k~l, 2, ...) через УУС зоны 1 передать на
узел i, а индексы <72ft(7c=l, 2. ..) — на узлы и использовать
на этих узлах для распределения «потока от узла i к узлу / подобно
элементам матрицы маршрутов, описанных ранее.
4.4. Децентрализованная система управления
сетью
Основы построен и я. Как уже отмечалось, де-
централизованная система динамического управления, УУС кото-
рой рассредоточены по всем УК сети, имеет несравненно боль-
шую живучесть, чем централизованная и зоновая системы управ-
ления, и должна обладать способностью адаптации к изменяю-
щимся условиям, т. е. для каждой ситуации иа сети связи система
управления должна выбрать оптимальным план распределения ин-
формации.
В [48] предложено рассматривать ситуацию на сети связи в ка-
честве ‘некоторой случайной среды, а систему управления— ‘в «ка-
честве автомата, (взаимодействующего -с этой средой. П.ри этом
было отмечено, что задачу оптимального управления распределе-
нием информации можно решать методами теории оптимального
поведения автоматов в случайных средах, развитой Л4. Л. Цетли-
ным ]80]. Ниже приведены некоторые определения и выводы тео-
рии поведения автомата в случайной среде {80], необходимые для
изложения принципов построения децентрализованной системы уп-
равления сетью. Говорят, что автомат функционирует в среде
(рис. 4.7), если значение входной переменной х в момент /—|-1 зави-
сит от действия г, произведенного автома-
г том в момент t. Входная переменная при-
*1 нимает два значения Xi=0 и л2=1. Значе-
ние Xi —I обычно называют штрафом, а зна-
чение а'2=0 — поощрением. Таким образом,
в_______________ взаимодействие автомата со «средой состоит
в том, что за каждое действие автомата
среда его штрафует или поощряет. Автомат
функционирует в стационарной случайной
среде, если за действие г,- среда штрафует
автомат с вероятностью pt и поощряет с вероятностью qi= 1—р-, и
указанные вероятности не зависят от времени.
Мерой целесообразности поведения автомата является величи-
на математического ожидания его выигрыша (алгебраической
суммы поощрений и штрафов). Величина математического ожида-
ния выигрыша а/ при равновероятных действиях автомата равна
Рис. 4.7
где Ui=qi—Pi есть математическое ожидание выигрыша за дейст-
вие г,, а п~~ число действий. Если в результате работы автомата
114
полученная им величина выигрыша w окажется больше wz, то по-
ведение автомата считается целесообразным, а неравенство w>w'
является мерой целесообразности поведения автомата.
Для простоты предположим, что автомат производит всего
лишь два действия: zt и Тогда 2s внутренних состояний такого
автомата делятся на два подмножества (рис. 4.8). В любом из
Ряс. 4.8
внутренних состояний автомат производит действие 2i; а
в любом из состояний xj, j>s— действие z2. Процесс изменений
внутренних состояний автомата можно легко попять из рассмотре-
ния рис. 4.8, и а котором изображена диаграмма переходов авто-
мата пр.и двух возможных значениях входной переменной. Автомат
с такой диаграммой переходов называется автоматом с линейной
тактикой поведения. Заметим, что автомат с линейной тактикой
может иметь и более двух действий.
В [80] «показано, что- <в стационарной случайной «среде о ростом
числа внутренних состояний s величина w выигрыша автомата
стремится к максимально возможной в данной среде, т. е. с ростом
числа внутренних состояний автомат будет производить преимуще-
ственно лишь то действие, которому соответствует максимальная
величина математического ожидания выигрыша. Для стационар-
ной случайной среды с заданными характеристиками существует
оптимальное число внутренних состояний автомата. Оптимальное
число внутренних состояний автомата существует также и для так
называемой составной случайной среды, т. е. такой нестационарной
случайной среды, которая в каждый момент’ представляет собой
стационарную случайную среду, но существует определяемая мар-
ковской цепью вероятность 6 изменения этой среды на другую.
Графики зависимости математического ожидания величины вы-
игрыша автомата с линейной тактикой от числа его внутренних
состояний «при функционировании автомата в составной случай-
ной среде для различных вероятностей б замены одной среды на
другую изображены на рис. 4.9.
Из теории игр автоматов следует отметить некоторые суще-
ственные для нас результаты. Пусть имеется ЛГ автоматов, каждый
из которых может делать любое из zi, ... zm (M<-N) действий.
Оказывается, что если ооъедииить автоматы «общей кассой», т. е.
если все выигрыши автоматов будут суммироваться, а затем де-
литься на число автоматов и полученная таким образом величина
будет определять математическое ожидание выигрыша одного ав-
томата, то автоматы так выберут свои действия, что общий выиг-
рыш всех автоматов будет
Рис. 4.9
максимальным. При этом
подразумевается, конечно,
что автоматы имеют доста-
точно большое число внут-
ренних состояний.
Следует подчеркнуть ос-
новное преимущество та-
кого коллектива автоматов.
Им не сообщаются заранее
никакие сведения об игре.
Условия игры могут быть
априорно вообще неизвест-
ны. II тем не менее в про-
цессе работы автоматы «ис-
следуют» игру и выбирают
оптимальные действия. Это
свойство весьма важно для
устройств управления, так
как значение их входа обыч-
но является случайной величиной, характеристики которой заранее
неизвестны.
При децентрализованной системе динамического управления се-
тью связи УУС, расположенные на УК (рис. 4.10), можно предста-
вить в виде коллектива автоматов, работающих в случайной сре-
де [48]. Средой (рис. 4.11) является сеть связи с потоками пере-
даваемой информации и возможностью выхода нз строя ветвей и
узлов коммутации. Действием коллектива автоматов на среду
является корректировка плана распределения потоков передавав-
мой информации. После каждой такой корректировки плана среда
поощряет или штрафует коллектив автоматов в зависимости от
того, установлено или не установлено соединение. В [16] разрабо-
тай такой алгоритм взаимодействия автоматов, основанный на
способе релье(ров, прн котором максимизация общего выигрыша
этого коллектива автоматов будет соответствовать минимизации
величины математического ожидания длины пути передачи инфор-
мации для каждой ситуации на сети связи. В свою очередь, это
приведет к оптимизации плана распределения информации, а зна-
чит и к реализации максимальной пропускной способности сети
связи.
В соответствии с принципами децентрализованной системы ди-
намического управления сетью, определенными в [17], каждый ав-
томат в УУС, находящийся на У/С,. имеет возможность обмени-
ваться информацией лишь с автомата ми (УУС), расположенными
па тех УК. которые связаны ветвями с У/G- Автомат, взаимодей-
ствуя со средой, вырабатывает' параметр управления, определяю-
щий план распределения потоков информации, а в качестве реак-
ции среды на это действие автомата рассматривается установле-
ние или неустановление соединения в пути, который принят за оп-
тимальный.
Для лучшего понимания принципа построения УУС, реализую-
его в следующем виде. Пред-
(рис. 4.12). На каждом ребре
щих способ рельефов, рассмотрим
ставим сеть связи в виде графа
(ветви) гр а ([за (сети связи)
выпишем стрелки, указыва-
ющие исходящие из верши-
ны (узла коммутации) реб-
ра, за исключением УКа-
Стрелкам, исходящим из
У/Ci» соседним с УКа> при-
пишем цифру 1; всем стрел-
кам, исходящим из У/Q, со-
седним с У Къ припишем
число 2 и т. д. до тех пор,
пока не отметим все стрел-
ки. После этого будем гово-
рить, что сформирован А-
рельеф. Теперь поиск крат-
чайшего пути к У К а из лю-
PiUC. 4.12
бого другого УК состоит в отыскании в каждом промежуточном
УК вет-ви *с «исходящей -стрелкой, «которой приписано минимальное
число (высота h Л-рельефа).
При повреждениях или перегрузках ветвей сети переформиро-
вание рельефа производится аналогичным образом с учетом того,
что не принимаются во внимание номера тех стрелок, которые
приписаны вышедшим из строя (или перегруженным) ветвям се-
ти (ребрам графа).
Заметим, что максимальное значение высоты h для практиче-
ских случаев всегда ограничено. Это ограничение определяется ли-
бо наибольшим допустимым числом транзитов, либо структурой
сети. Например, если допускается 4 транзитных У К то максималь-
ное значение Л=5. Ч«исло 5 будет «приписано «всем стрелкам, ие
отмеченным ранее числами 1—4. Если стрелке приписано число 5,
то это означает, что путь, начинающийся с такой ветви, содер-
жит число транзитов больше допустимого и, следовательно, ис-
пользоваться «при установлении соединения он не -может.
В настоящее время «разработано (несколько «вариантов 'реализа-
ции децентрализованной системы динамического управления сетью.
Некоторые из них рассматриваются ниже.
Первый из рассматриваемых вариантов в наибольшей степени
использующий идею (применения едр автоматов, взаимодействую-
щих между собой по способу рельефов, требует довольно сложной
реализации. С целью упрощения «практической -реализации уст-
ройств системы динамического управления был (Предложен второй
вариант системы, три котором 'инерция, создаваемая автоматами,
была заменена инерцией передачи сигналов об изменении релье-
фов.
Кроме того, рассматривается третий так называемый «игровой»
вариант децентрализованной системы динамического управления,
в котором не требуется передавать информацию о рельефе. В этом
варианте рельеф сети -формируется *на основе статистики, накоп-
ленной ори установлении (предыдущих вызовов.
Первый вариан т. Алгоритм работы УУС децентрализо-
ванной системы динамического управления при использовании спо-
соба рельефа включает выполнение следующих основных опера-
ций: 1) формирование рельефа; 2) поиск оптимального пути; 3) пе-
реформирование рельефа; 4) восстановление рельефа. Рассмотрим
эти операции.
•Вначале в соответствии с операцией 1 формируется (рельеф, для
выбора оптимального пути, на сети связи выполняется операция 2
(поиск оптимального пути), состоящая в следующем. Пусть надо
установить соединение от УК, (i~A, ..L) к У Кд. Из У Ki посы-
лается управляющий сигнал, содержащий адрес У Кд, по ветви ко-
торой приписана стрелка с минимальной /1-высотой. Из -каждого
УК;, в который поступает этот сигнал, он передается по ветви со
стрелкой, имеющей минимальную /1-высоту. Очевидно, что путь от
У Ki к У К л, выбранный в соответствии с операциями 1 и 2, будет
.оптимальным.
В том случае, когда па сети возникают повреждения в л и пере-
грузки отдельных ветвей, параллельно с операцией 2 выполняется
операция 3 (переформирование рельефа), которая учитывает из-
менения, происходящие в сети и обеспечивает оптимальность -ис-
пользования ветвей. Операция по переформированию рельефа со-
стоит в следующем. Если при выполнении операции 2 сигнал с
адресом УКл был передан на У/С3- по ветви со стрелкой, имеющей
J18
/1-высоту, равную /1-высоте стрелки ветви, по которой этот сигнал
поступил в УК], то /1-высота последней из ветвей увеличивается
на единицу. Для последующих вызовов операция 2, выполняемая
по /1-рельефу, видоизмененному в соответствии с операцией 3, бу-
дет приводить к выбору оптимальных путей при данной ситуации-
па сети.
Чтобы система не реагировала на кратковременные поврежде-
ния и перегрузки, при выполнении операции j предусматривается-
инерционность переформирования рельефа, т. е. высота стрелки
ветви увеличивается не сразу при возникновении повреждения или
перегрузки, а лишь (при некотором числе ее повторения. Это при-
водит к учету статистики оптимальности пути при установлении
соединений, что позволяет обеспечить наилучшую пропускную спо-
собность сети связи.
При восстановлении или освобождении ветви потребуется вос-
становить прежний рельеф. Для этого выполняется операция 4
(восстановление рельефа). При этом поврежденная или занятая
ветвь восстанавливается с прежней высотой. Затем производится
изменение высот у стрелок смежных ветвей так, чтобы они не пре-
восходили по высоте восстановленную ветвь более чем па 1. Все
стрелки ветвей, поменявшие высоту, в свою очередь, изменяют вы-
соту у стрелок смежных им ветвей и так до тех пор, пока приме-
няется указанная операция и восстановится прежний рельеф.
Проиллюстрируем действие этих операций по рис. 4.12, па кото-
ром изображен /1-рельеф, сформированный с помощью операции 1.
Пусть нам надо установить соединения от УКе к У К а- Стрелки вет-
вей, юдты! конец (которых «находится на УК®, имеют /Пвысоты; Реп—
4; pint. — 4\ pre — 5; Pef— 3. «Выполняется операция 2. Сигнал вы-
зова УКл будет передаваться по ветви, имеющей стрелку с мини-
мальной /1-.высотой, например, во ветви Рес- Из УКс сигнал вызова
передастся оо .ветви Рсв, из УКв — «то рвл- Как видно, (путь УКе,.
УКс, УКв, УКа является кратчайшим по числу транзитов.
Рассмотрим пример поиска по изменившейся сети. Пусть надо
установить соединения от УКв к УКл, а ветвь повреждена или дол-
говременно занята. Выполняется операция 2, при этом пусть из
УКв сигна-л (вызова будет «передаваться то (ветви р£С из УКС—по
рсв. Но .в УКв ‘Обнаруживается, что ветвь рВА заблокирована, и
сигнал (вызова будет ’передан яю ветви Рве, имеющей «стрелку с
/1-высотой 2. Тогда .выполнится операция 3 в стрел-ке (ветви рСв
П‘ря«сваи1ваетоя высота 3. -Стрелка ветви-Pbf тааеже (примет высоту 3,
поскольку из УКр сигнал был (передай оо Pfg, имеющей стрелку с
высотой 2. Итак, соединение до УКа будет установлено через УКк,
УКс, УКв, У Кг, УКц, УКа, т. е. в данном случае путь установления
соединения не является кратчайшим. Возможность повторения это-
го (пути не «исключена, ио из следующий «раз') стрелка «ветви рЕС
!) Здесь для простоты пояснения инерционность в выполнении операции
отсутствует.
«примет «высоту 4, Рве—«высоту 4 и шуть УКе, УКс, УКе, У-Kg, У-Ка
будет заблокирован, так как сигнал вызова будет проходить по
кратчайшему шути: УКе, У К г, У Kg, УКа. Если ©ет.вь рлв (восстано-
вится, то «после «выполнения операции 4 стрелка ветви рве 'примет
«высоту 2, ра?—(высоту 2, fine'—высоту 5, т. е. прежний (рельеф бу-
дет восстановлен.
Рассмотрим теперь первый вариант реализации предлагаемого
способа поиска оптимальных путей установления соединений.
Устройство, изображенное на рис. 4.13, будем называть блоком
А-рельефа для ветви — БР4{ Этот блок имеет пять входов и
восемь выходов. По входу L поступает сигнал о том, что высоту
А-рельеф а стрелки (ветви pj/
необходимо увеличить па 1.
По входам сь сз, cs поступа-
ет набор сигналов, соответ-
_______ ствующий той высоте стрел-
ки ветви р,7, которую необ-
ходимо установить в БР^.
По пятому входу /г поступа-
ет сигнал о восстановлении
ветви или освобождении в
ней определенного числа ка-
г? г. л’ м>. я* налов. Этот сигнал подается
J 1 Jl J' в момент срабатывания кон-
Рис. 4лз троль н-ого реле ветви —
KPMji. На выходах ТИ}7,..,
выдаются сигналы, соответствующие А-высоте стрелки ветви
а на выходах zlt zz, 23 — сигналы, соответствующие А-высоте,
которую необходимо установить для стрелки ветви, предыдущей
pji <в -пути к УКа. (В даииом «примере достаточно иметь /г—5).
Набор выходных сигналов M|t,.... изменяется *на другой
при изменении высоты стрелки ветви pji. Сигналы на выходах 2ц
22, 23 возникают в момент прекращения воздействия входных сигна-
лов Ci, с-*, сз или в момент появления сигнала па входе k при сраба-
тывании реле KPMji. Таким образом, па выходах БР^ возникают
как потенциальные, так и импульсные сигналы.
Алгоритм функционирования БР^ аналогичен алгоритму функ-
ционирования рассмотренного выше автомата с линейной тактикой.
В данном случае у БР^Ч имеется пять действий, соответственно
, единичное значение сигнала на входе соответствует
штрафу среды. Сигналы с\, сз, с* и k являются служебными сигна-
лами, необходимыми для согласования работы блоков, определяю-
щих один и тот же рельеф.
Оптимальную емкость памяти блока рельефа (БР) на одно его
действие можно рассчитывать, используя результаты работы [80].
Практически у БР, предназначенных для сетей связи, число внут-
ренних состояний колеблется от двух до пяти. На каждую ветвь
сети устанавливается «по два БРА£ (£P'ji и отмечаю-
щие Л-высоту при прохождении пути соединения соответственно в
одном (стрелка от У/Cj к У Kt) и в другом (стрелка от УК1 'к УК])
направлениях. На рис. 4.14 для примера изображены четыре узла
-коммутации и девять действующих ветвей (без учета ветви =РаО-
БР различных У/( довязаны между собой -в (соответствии со струк-
турой сети. Стрелки, едущие, наиьример, от БРА к БРА[г указывают
направление (передачи сигналов. Рассмотрим на (примере рис. 4.14
вза'имюдействие БРА различных УК три формировании, атерефор-
м горевании и 1воостановлени1и Л-рельефа.
Когда сеть связи вводится в эксплуатацию, БР всех УК нахо-
дятся в исходном состоянии. Л-рельеф начинает формироваться из
У К а- На У Кд нажимается кнопка формирования Л-рельефа
(Кн. ФР), и сигнал поступает на входы Ci всех БРЛ) находящихся
на УК, соединенных ветвями с У К а- В нашем случае сигнал (посту-
пит на вход Ci следующих блоков рельефов БРА—БР*А, БР/Л.
БРАА ’ После прекращения этого сигнала все БРА перей-
дут в следующее состояние, и сигнал «ва их выходах М\А, А4|л , MliA ,
М*А примет единичное значение. В момент изменения состояния
этих БРА возникает выходной сигнал который поступит иа вход
с2 БРА, находящихся на УК, соединенных ветвями с У Кт., УКз, У Ki,
У Ко- Блоки БРА, на вход с2 которых поступил сигнал, выдадут на
выходах zt и z2 сигналы {после прекращения сигнала на их вхо-
дах с2). Этот сигнал передастся к другим БРА и т. д. до тех пор,
пока все БРА не установятся в такие положения, при которых на
выходах (£=1,..., ..., 5) будут сигналы, соответствующие необ-
ходимой Л-высоте ветвив Отметим, что если какая-либо ветвь вхо-
дит в путь установления соединения с разным числом транзитов до
узла А, то БРА будет установлен в то состояние, которое соответ-
ствует наименьшем Л-высоте стрелки этой ветви.
Из рис. 4.14 видно, что БРА отсутствует лишь на У Кд, а Кн.ФР
имеется только на УКл- Однако, если возможна перенумерация УК
(например, на сети с подвижными объектами), то как БР^ , так и
Кн.ФР устанавливаются на всех УК, но при этом должна быть
взаимная (или преимущественная) блокировка Кн.ФР для того,
чтобы избежать формирования одного и того же рельефа для раз-
личных УК.
Рассмотрим теперь реализацию операции переформирования
Л-рельефа. Пусть ветвь рвышла из .строя. Поэтому <прп установ-
лении соединения от УКз к УКа выяснится, что нет ни одной ветви
с Л-высотой, равной 1, на узле УК}- Тогда в управляющем устрой-
стве УК} 'будет «сформирован сигнал а, «который передастся в БР^ .
При (поступлении сигнала -а БР^ перейдет в следующее состояние
по сравнению с тем, в которое БРА. перешел при формировании
Рис. 4.14
/1-рельефа. Однако «выходкой «сигнал М21} три этом «не «изменится.
Если же сигнал а «повторится три «попытке установить соединение
от УХ{-к УХа через УХ, то «ветвям и ₽м, то БР$. перейдет в та-
кое состояние, три котором вместо выходного сигнала 7И|. появит-
ся выходной «сигнал что означает изменение A-высоты ветви
Ру с двух на три. Амаикугичмо .изменяют свои состояния и другие
БРА, переформировывая Л-рельеф.
Операция восстановления реализуется следующим образом.
Пусть после переформирования Л-рельефа БРА. находится в ка-
ком-то «состоянии /. При 1вооста,ню<влен'ии «ветви pj-д сработает реле
KPMjA, которое воздействует на БР^А по входу k, при этом на вы-
ходе 22 появится сигнал (пусть БРА^а находится в первом состоя-
нии) . Этот сигнал z2 воздействует на БР& , переводя его из состоя-
ния / в такое состояние,, при котором БР^. выработает сигналы на
выходах 21 и z2, как и при формировании рельефа. Такая волна
сигналов будет передаваться от одного БРА к другому, пока
Л-рельеф не восстановится. Таким образом, восстановление А-рель-
ефа происходит, начиная с той ветви, которая вышла из строя в
повлекла изменение А-рельефа.
Отметим, что :при вводе .в эксплуатацию новой ветви, «пусть рм,
пет необходимости формировать А-рельеф заново. Действительно,.
А-высота любой существующей ветви не может увеличиться при
введении-в эксплуатацию новой «ветви — она либо остается «неизмен-
ной, либо уменьшится. Например, A-высота Лу (см. рис. 4.14) оста-
нется прежней, а A-высота hmt изменится с 3 на 2. При введении в
эксплуатацию новой ветви устанавливаются два БРА, которые свя-
зываются с соответствующими соседними БРА. При срабатывании
реле KPMia на выходе z2 БРАА возникает сигнал, который переда-
ется к соседним БРА, переводя их в меньшие состояния, и пройдет
волна сигналов, аналогичная волне сигналов при формировании-
рельефа. Если же вновь введенная ветвь должна иметь А-высоту,
большую, чем 1, то при установлении соединений через эту ветвь
БРА будет переведен из начального в соответствующее состояние.
Для определения взаимосвязей между устройствами управления
сетью и остальными блоками узла коммутации рассмотрим струк-
турную схему УХ, приведенную на рис. 4.15, где АУ—аппаратура
г уплотнения; РИ — -блок «регистрового искания; КПр •— «кодовый
приемник, принимающий код адреса вызываемого абонента, посту-
пающего через ветвь от других УХ; Рег — регистр, принимающий-
код адреса вызываемого абонента, поступающего через соедини-
тельные линии ют местной -станции МС, .включенной «в данный УХ;
У/7 — устройства подключения маркера и других приборов уп-
равления к коммутационной системе; Kjlep — кодовый передатчик;
ЛППС — логический пересчетчнк с переменной структурой.
Предположим, что все приборы управления, кроме ЛППС, яв-
ляются такими же, как н в существующей аппаратуре автоматич ес-
Рис. 4.15
ких УК, где вместо обычного пересчетчика установлен ЛППС, на-
значение которого состоит в том, чтобы:
— по поступающему коду УК (пусть УКл, в который включен
вызываемый абонент) выбрать ветвь -со 'стрелкой <с аижи-мальной
А -высотой;
— включить маркер для установления соединения по одному из
каналов в выбранной ветви, или по одной из соединительных ли-
ний к МС;
— выработать сигналы в других ЛППС об изменении А-высоты
той или иной ветви;
— в соответствии с поступившими сигналами от других ЛППС
изменить A-высоту ветвей, исходящих из данного УК.
В ЛППС входит дешифратор кодового приемника — Деш.КП
(рис. 4.16), расшифровывающий поступивший код УК. Если код УК
совпадаете кодом ,данного УК, то сигнал МС из Деш.КП передает-
ся в маркер для установления соединения к местной станции по од-
ной из свободных соединительных линий. Если же поступивший код
УК не совпадает с кодом данного УК, то сигнал с Деш.КП отмеча-
ет те БР, верхний индекс которых совпадает с кодом вызываемого
УК. При этом <с {выхода (рис. 4.17)1) (сигналы (передаются к
9 На структурной схеме БР^ (.рис, 4.17) цепь -преимущества обеспечивает
разделение во «времени 'поступающих одновременно сигналов z от различных
ЛППС; Сч— счетчик, -необходим для перевода в ременно-импульсного кода сиг-
нала z-в пространственный; БФР—собственно блок формирования рельефа; фор-
мирователь импульсов служит для перевода пространственного кода сигнала z
во время-нм-пульсный код.
PMC. 4.17
блоку выбора групп «ветвей БВГВ (ряс. 4.18). БВГВ ® соответствии
с поступившими на его 'входы 'сигналами выбирает те 1ветв-и, кото-
рые имеют меньшую Л-высоту. На -выходах БВГВ появляется со-
ответствующий набор сигнала!
вей, «исходящих из даи-ного УК.
Выходные сигналы ........
.... М-ц воздействуют на рас-
пределитель Р (рис. 4.19)
ЛППС, который начинает по-
очередно проверять наличие
свободных каналов в ветвях
выбранной группы. Если в од-
ной нз этих ветвей имеется хо-
тя бы один свободный канал, то
в маркер из Р передается сигнал об установлении соединения. Если
же ни в одной нз ветвей этой группы не оказалось ни одного сво-
водного канала, то, во-первых, вырабатывается сигнал а, который
через КПр передается к БР (отмеченному сигналами из Деш.КПр),
находящемуся в ЛППС того У/G от которого поступил данный вы-
зов, а вочвторык, из Р передается сигнал &п ® БВГВ. При «поступ-
лении сигнала kn БВГВ изменяет свое внутреннее состояние и и а
его выходах появляется другой набор выходных сигналов
соответствующий той группе ветвей, у которых А -высота выше.
(Для простоты предполагаем, что допускается проверка на нали-
чие свободных каналов не более, чем в двух группах ветвей, кото-
рым приписаны различные высоты). Теперь Р поочередно опробу-
ет другую группу ветвей. Если в одной из ветвей этой группы най-
дется свободный канал, то в маркер поступает сигнал об установ-
лении соединения, если же нет, то из Р в БВГВ поступает вторично
сигнал kn, благодаря -которому БВГВ переходит <в следующее внут-
реннее состояние, и в БВГВ вырабатывается сигнал k0, поступаю-
щий в КПр, нз которого будет послан вызывающему абоненту сиг-
нал занятости и поиск свободного пути к вызываемому УК может
быть повторен с исходного УК. Заметим, что в этом случае прибо
ры управления предыдущего УК уходят в отбой после поступления
сигнала а или пгрн отсутствии -сигнала а через ош’ределеи<ное (время.
Очевидно, задерживать можно не все приборы управления, а лишь
ЛППС.
Недостатком данного варианта поиска является то, что при на-
личии «тупика» в пути к вызываемому УК все установленное сое-
динение до данного УК, где имеется «тупик», нарушается, и поиск
начинается с исходного УК- Устранить этот недостаток можно сле-
дующим образом.
Будем считать, что приборы управления (или только один
ЛППС) предыдущего УК (УKi) в отбой не уходят до тех пор, по-
ка не будет найден хотя бы один -свободный канал на следующем УК
(yKi+i)- Если в ни одного канала не будет найдено, то в
БВГВ yKi+i выработается не сигнал ko, а сигнал р, который посту-
пит в распределитель ЛППС У Ki- В УKi продолжится поиск новой
ветвн, а соединение по выбранной ранее ветви к У7({+1 нарушится.
126
Если же в У Ki нет больше ветвей со свободными канал а мат, то в Р
выработается сигнал отбоя fee, поступающий, как и ранее, в КПр, и
поиск нового пути будет начинаться с исходного УК. Таким обра-
зом, при наличии «тупика» во время поиска пути к вызываемому
УК допускается возвращение на один предыдущий узел-без наруше-
ния установленной части пути. Очевидно, легко допустить возвра-
щение на / УК, однако в этом случае потребуется при установлении
соединения одновременно удерживать управляющие устройства
(пли ЛППС) на /+1 УК.
В заключение заметим, что данный вариант поиска оптималь-
ных путей изложен в предположении, что критерием оптимальности
пути установления соединения является число транзитов. Легко по-
нять, что при наличии другого критерия оптимальности пути изло-
женный принцип построения системы управления не требует каких-
либо существенных переделок. Например, если за критерий, опти-
мальности пути берется длина ветви, то потребуется лишь другая
трактовка понятия А-рельефа и сигналов, вырабатываемых БР.
Второй варна н т. В первом варианте децентрализованной
системы динамического управления переформирование рельефа
осуществляется в процессе обслуживания вызова под воздействием
сигналов об отказах в установлении соединения. Вместе с тем опе-
рация по переформированию (или, в частном случае, по формиро-
ванию) рельефа может быть отделена от операции по поиску крат-
чайшего пути и выполняться независимо от операций по установле-
нию соединений.
Нетрудно заметить, что алгоритм поиска кратчайшего пути фак-
тически состоит в выполнении лишь двух операций: операции фор-
мирования рельефа и операции поиска кратчайшего пути. При
этом, если поиск кратчайшего пути начинается с момента поступ-
ления заявки иа выбор пути, то операция формирования (или пере-
формирования) рельефа осуществляется всегда в начальный мо-
мент пуска системы, а в остальное время может выполняться либо
в момент удаления или восстановления ребра, либо периодически
с той или иной частотой повторения.
Чтобы система динамического управления сетью не реагирова-
ла на кратковременные повреждения и перегрузки, в данном спо-
собе управления также предусматривается инерционность перефор-
мирования рельефа, т. е. новое число передается в соседние УК не
сразу, a ic «некогорой заданной задержкой, «причем это число не пе-
редается, если ветвь восстанавливается за время, меньшее времени
задержки.
Выбирая определенным образом величину инерции, можно до-
биться того, что данный способ динамического управления позво-
лит также получить оптимальный план распределения информации
при передаче минимально необходимого объема управляющей ин-
формации.
Для реализации второго варианта динамического управления,
как и при первом варианте, на каждом УК устанавливается аппа-
ратучра управления, включающая, ираме обычного регистра Р и
маркера М, ори мен немых «в АТС, еще 1пересчетчик ю переменной
структурой ППС и оперативным запоминающим устройством ОЗУ
(рис. 4.20).
При поступлении кода «из регистра в пересчетчик У/(, в который
включен вызываемый абонент, на выходе дешифратора Д пересчет-
Р®с. 4.20
чика возникает сигнал, открывающий клапаны для считывания ин-
формации с блоков рельефов (БР1). В последних хранятся числа,
соответствующие i-рельефу вызываемого У/С<. При наличии I выхо-
дов из рассматриваемого УК для каждого рельефа устанавлива-
ется I БР.
Все БР{ образуют ОЗУ. С открытых клапанов БР1 через схе-
му ИЛИ сигналы поступают в блок выбора направления БВН, где
выбирается направление, соответствующее кратчайшему пути
(т. е. ветвь стрелки с приписанным минимальным числом). Сигнал
о выбранном направлении передается в маркер М. Если в этом на-
правлении нет свободных каналов (есть соответствующий сигнал из
М), то в БВН выбирается первое обходное направление и т. д.
Данный пересчетчик, в принципе, отличается от обычного пере- -
счетчика, используемого гв статических системах управления с
возможностью выбора обходных направлений, лишь наличием
ОЗУ. Применение ОЗУ позволяет менять основное и обходные на-
правления в процессе работы системы в соответствии с описанным
выше алгоритмом при изменении ситуации на сети связи. На пере-
128
счетчик, кроме того, возлагается и роль выбора минимального чис-
ла,-передаваем ого на соседние УК для формирования рельефа. Для
этого устанавливается генератор кодов ГК, который последователь-
но вырабатывает коды УК- Генератор кодов может работать в
промежутке между установлением соединений, когда пересчетчик
свободен. При этом тересчетчтак не (подключается-к а в БВН на
специальном выходе вырабатывается число, которое вместе с соот-
ветствующим кодом УК должно быть передано на соседние УК-
Эта передача может быть осуществлена по тем каналам, по кото-
рым передается информация от абонентов.
Емкость ОЗУ может быть сокращена, во-первых, за счет ликви-
дации БР, соответствующих направлениям, по которым соединение
не может быть установлено из-за ограничения по числу транзитов,
а, во-вторых, за счет того, что рельеф может быть сформирован ие
для всех УК, а для наиболее крупных, определяющих основные по-
токи информации, или для наиболее важных.
Второй вариант системы управления может быть использован и
при наличии на сети подвижных объектов или «перемещающихся»
по сети узлов коммутации без изменения их нумерации (кодов).
Он может быть использован на сети, где используется аппаратура,
не допускающая замены пересчетчика ППС. Независимо от аппа-
ратуры коммутации, может использоваться отдельная аппаратура
динамического управления-, которая будет служить в качестве «со-
ветчика» обслуживающему персоналу. В этом случае на каждом
УК может быть установлено табло, на котором будет «высвечи-
ваться» оптимальный план распределения информации для данного
узла. На основании этой информации обслуживающий персонал
может принять решение об изменении порядка пересчета и выпол-
нить необходимое переключение в пересчетчике.
Рассмотренный вариант системы динамического управления
сложнее системы со статическим управлением из-за применения
ОЗУ в пересчетчике, но при разумном выборе числа рельефов это
усложнение не столь велико. Учитывая, однако, что при динамиче-
ском управлении на сети сокращается число -каналов при сохране-
нии того же качества обслуживания, динамическое управление
может в то же время привести к сокращению затрат на создание
коммутируемой сети связи ' •
Игровой с п о с о б. Как ранее было отмечено, децентрализо-
ванная -система динамического управления, основанная на способе
пврефор-М’Ирода’япя «рельефов», требует для -коррекции плана рас-
пределения потоков передачи по сети дополнительной служебной
информации, что приводит к дополнительной загрузке каналов.
В [106] изложены идеи децентрализованной системы динамиче-
ского управления распределением информации по наиболее надеж-
ным- (или незагруженным) путям. Следует отметить, что оценка
направления от каждого УК с точки зрения, надежности (вероятно-
сти) прохождения через него соединения к каждому УК может
быть сделана на основе результатов обслуживания вызовов -в пре-
5—90 12$
дыдущие моменты времени. На этой основе в [41] предложен новый
так называемый «игровой» способ динамического управления вы-
бором направлений в автоматически коммутируемых сетях связи.
Простейшая реализация данного способа основана на использова-
нии известной системы управления процессом установления соеди-
нений с задержкой исходящего регистра на все время установления
соединения. Информация о результатах прохождения вызовов в вы-
бранном направлении на исходящем УЛ' используется при установ-
лении последующих соединений к вызываемым УЛ'- Тем самым иск-
лючается необходимость обмена дополнительной служебной ин-
формацией между узлами'коммутации.
Ниже излагается функционирование такой системы управления,
представленной в виде коллектива вероятностных автоматов с пере-
менной структурой [20]. Пусть соединения от УКл к другим узлам
коммутации могут устанавливаться по направлениям /ь 4,..., Г
Твгда порядок выбора направлений будет задаваться матрицей
маршрутов для УКл
УКА УКВ ... УК!
I, 2
УЛ(=;
п... 2... “
п— 1... 1...
I П... _
Будем считать, что, в первую очередь, соединения от УКл к УЛ'/
будут устанавливаться в том направлении, в котором предыдущие
вызовы получили наименьшее число отказов. При этом допустимо
любое число транзитных УК-
С каждым вызываемым УКл на узле УЛ/ сопоставим вероятно-
стный автомат с двумя состояниями входа ро и pj и (л+1)
внутренним состоянием яо, хь—» хп, -матрицы переходов [50], кото-
рая -имеет вид:
Вход р0:
к2
я0 ~1 0 0
Xi ГО 0
1 0 0
. . . кп
, , , (Г
. . . О
., . о
Xq Xi я2 . . . Уп
хо 0
э<1_ О
Pol Роз
I .0
0 1
• - • Р0п
, . . 0
. . . о
. , . о
хп_1 0 0
яп _0 0 0
, .. I
Будем считать, что автомат выполняет действие , если ои
находится в состоянии =0, 1, 2,..., п. Состояние входа pi означа-
ет, что поступил вызов к УК], а состояние р0 — вызова к УК, нет.
Действие f автомата GZj означает, что от УКл соединение к УЛ'/
необходимо устанавливать в направлении . Действие flo означа-
ет, что автоматом направление не выбирается.
Все вызовы, поступающие на У Ki, делятся на два вида: мест-
ные, т. е. вызовы от абонентов, включенных в У Ki, и транзитные,,
т. е. вызовы от абонентов других У/G но путь установления соеди-
нения от которых проходит через У Ki.
Рассмотрим вначале работу автоматов при обслуживании мест-
ных вызовов. Когда на У Кг вызова к У Ку нет, автомат OZj нахо-
дится ®о внутреннем «состоянии xq. При ’поступлении «на У Кг 'вызо-
ва к УКз автомат с вероятностью ро£ переходит во внутреннее со-
стояние х^ и вырабатывает действие , выбирая тем «самым на-
правление для установления соединения <к УКу.
Если в направлении нет свободных каналов, то автомат OZJ
штрафуется, т. е. уменьшается вероятность р0^ , а вся строка нор-
п
мируется для обеспечения V =1. Затем делается попытка ус-
Р’
тановить соединение в другом направлении. Для этого внутреннее-
состоянне и действие f исключаются -из рассмотрения, т. е.
принимается р0^ =0, а оставшиеся элементы строки хо матрицы-
переходов нормируются и ©нюнь имитируется :вызо.в -к УКу. При-
этом будет (выбрано новое «направление L, £=/=»£ н т. д. до тех пор,
пока не найдется направление, >в котором есть свободные каналы,
или будут опробованы исе «направления и шн в одном :из зшх не
скажется ши одного свободного «канала. В последнем случае або-
ненту посылается «сигнал отказа ® установлении соединения.
Если в направлений свободный канал будет найден, то он
занимается и соединение будет устанавливаться через последую-
щие транзитные УК к УКу- Если к УКу будет установлено соедине-
ние, то автомат (Щ поощряется за выбранное действие f , т. е.
вероятность р0^ увеличивается, а вся строка нормируется. Если
где-либо на транзитном УК соединение не установилось, то автомат
OZj за это действие штрафуется, т. е. уменьшается р^, и вся стро-
ка нормируется, а абоненту посылается сигнал отказа в установле-
нии соединения. Когда автомат Cflj поощряется за действие f г
остальные автоматы У Кг: СЩ за это действие штрафуются,
т. е. во всех автоматах OZ*’ уменьшается вероятность рс^, а соот-
ветствующие строки нормируются.
При обслуживании транзитных вызовов порядок выбора направ-
ления такой, как и при обслуживании местных вызовов, но авто-
мат при этом не штрафуется и не поощряется.
Следует заметить, что могут быть и другие варианты выбора
направлений. В частности, выбор направления, т. е. переход ав-
томата из состояния хо (в другое состояние шрн «поступлении вызова,
может быть детерминирован. Другими словами, в первую очередь
S* 1131
будет выбираться то - направление, которому приписана наиболь-
шая вероятность, во вторую — где имеется вторая по величине ве-.
роятность и т. д. Таким образом, строка матрицы переходов ве-
роятностного автомата превращается в матрицу маршрутов. Сле-
довательно, выбор направлений будет осуществляться так же, как
и в системе, построенной на основе рельефов. Отличие будет со-
стоять лишь-в способе формирования рельефов.
Применение на сети узла коммутации с программным управле-
нием существенно упрощает техническую реализацию динамичес-
кого- управления и особенно децентрализованную систему. Функ-
цир динамического управления возлагаются в таком У/< па управ-
ляющую машину, в ОЗУ которой предусматривается блок для
хранения информации о рельефах.
’ Для осуществления обмена информаций о рельефах и измене-
нии их должна быть предусмотрена специальная рабочая програм-
ма, обеспечивающая переформирование рельефов как при способе
«рельефов», так и при игровом способе динамического управления.
4.5, Особенности построения децентрализованной
системы динамического управления на сети
коммутации сообщений
При решении вопросов динамического распределе-
ния информации на сети коммутации сообщений возникает значи-
тельно больше трудностей, чем при решении рассмотренных выше
вопросов динамического распределения на сети с коммутацией ка-
налов и линий. Вместе с тем задача выбора оптимального плана
распределения сообщений может быть решена аналогично тому,
как к для сетей коммутации-каналов. Однако необходимо учиты-
вать то, что сообщение на соседний узел .коммутации сообщений
УКС не может быть передано не только тогда, когда не имеется
свободных исправных каналов в пучке, соединяющем эти узлы, но
и когда ОЗУ соседнего узла не имеет свободных ячеек или оно не-
исправно. Для того чтобы учесть этот фактор, алгоритм формиро-
вания рельефа видоизменяется так, что из У/(Сг на соседние узлы
УК£з передается минимальное число из чисел, приписанных к
стрелкам, исходящим из УКСь только в случае свободное™ и ис-
правности ОЗУ УКСь Есл-и ОЗУ yf(Ci занято или неисправно, то
на соседние узлы передаемся максимальное значение высоты
(h)n, -как 41 .в случае отсутствия свободных и исправных каналов,
исходящих из yi^Ci. Следовательно, для сети передачи сообщений
тгожет быть -при-меиена описанная «выше децентрализованная систе-
ма динамического управлеийя распределением информации, осно-
ванная на .методе «рельефов», © «которой (ом. рж. 4.20) на блок
«Запрет», кроме -сигнала из блока контроля каналов БК, тостую аег
также сигнал о неисправности или ‘занятости ЗУ (на рис. 4.20 —
Пунктирная стрелка от ЗУ),.
Глава
Моделирование динамического
управления, на ЭВМ
5.1. Особенности модели динамического
управления
Аналитическое исследование эффективности дина-
мического управления из-за сложности описания процессов распре-
деления информации практически невыполнимо. Свойства динами-
ческого управления можно исследовать путем моделирования про-
цессов распределения на ЭВМ. Для этой цели коммутируемую
сеть связи представим в виде связного ориентированного симмет-
ричного графа, вершинам и дугам которого сопоставляются узлы
коммутации, а также в.ходящие и исходящие лучки каналов (вет-
ви) сети (см. гл. 2).
Каждая ветвь может находиться в одном из двух состояний —
исправном и неисправном. Если ветвь неисправна? то ни один из
ее каналов ие может быть использован для установления соедине-
ния. Напротив, любой незанятый канал исправной ветви может
быть предоставлен для установления соединения. Предполагается,
что любой входящий в узел канал может быть ско'ммутироваи с
любым исходящим из УК каналом любого пучка.
Ветвь Р;, между узлами У Кг и УК] характеризуется вероятно-
стью выхода из строя Wij, средним временем восстановления тьц
и экспоненциальным законом распределения этого времени. (Узлы
сети считаются абсолютно надежными). Поскольку нас интересует
управление потоками информации лишь между узлами коммута-
ции, будем считать, что источниками и приемниками нагрузки яв-
ляются узлы коммутации.
Нагрузка, действующая па сети, задается матрицей требований
H<PulL элемент которой представляет математическое ожидание по-
ступления заявки на установление связи от узла У Ki к узлу У/fj.
Считается, что среднее .время разговора tv определяется вызываю-
щим узлом и распределено по экспоненциальному1, закону.
Одним из параметров оценки оптимальности управления явля-
ется число промежуточных транзитных узлов коммутации в выб-
ранном пути, так как оно во многом определяет -качество связи. С
числом транзитных узлов в пути связан н другой критерий работы
сети — вероятность благополучного окончания разговора, т. е. ве-
роятность того, что разговор ие будет прерван в результате по-
вреждения одного из используемых пучков каналов. Основным же
параметром оценки качества управлении является вероятность от-
каза в установлении связи, обусловленная одной из трех причин:
1) отсутствием пути из-за повреждения ветвей; 2) отсутствием пу-
ти из-за занятости кйналов в ветвях; 3) блокировкой пути, когда
путь реально существует, но либо из-за недостатка сведений о се-
ти. либо из-за неполной их обработки система управления не мо-
жет найти этот путь. Первая из причин определяется лишь надеж-
ностью сети, а две последние зависят и от способа управления.
Причем вероятность отказа в указанных случаях будет тем меньше,
чем точнее учитываются устройством динамического управления
изменения, происходящие в сёги связи. Точность учета состояния
сети связи -во многом определяется скоростью работы управляю-
щих, устройств.
Прй .достаточно >высЪ«<ой скорости УУС Относительно редкие
-повреждения и ®осста1но>вле|йия «ветвей легко учитываются, и план
распределения потоков будет корректирешаться -в соответствии с
состоянн^М. сётй.
Учет перегрузки ветвей представляет более сложную задачу,
так как частота занятия й освобождения отдельных ве±вей сравни-
ма со скоростью работы УУС и коррекция плайа распределения
потоков может те успевать за быстро меняющимися -ситуациями -на
сети. Действительно, если
Яй? ЧУ) 2d) Рз — вероятность занятия
J всех каналов ветви p2i (рис.
j 5.1), аРв-“ вероятность ос-
/ вобождения хотя бы одного
из каналов этой ветви за
!№i(i) время Д£, необходимое для
коррекции плана распреде-
Рлс. 5.1 лен ня информации, тогда
высота У Кг по отношению к
УК\ /i2i==3,. полученнвя в момент t при условии полной занятости
каналов ветвй оказывается к моменту t-p&t неверной с вероят-
ностью -Ро, а высота Л21=1, полученная при наличии свободных ка-
налов, будет неверна с вероятностью Р'з.
Если среднее время, в течение которого ветвь полностью занята,
одного порядка с периодом работы УУС, то план распределения с
большой .вероя¥йбстью будет нести неверную информацию, и в этом
случае корректировка плайа при кратковременных перегрузках
ветвей не имеет смысла.
Для защиты от кратковременных перегрузок й’ожно ввести в си-
стему управления «инерцию» с тем, чтобы учитывать при коррек-
ций плана -распределения потоков некоторую «среднюю» высоту
узлов. Прн стационарных и ’относительно редких -изменениях струк-
туры сети естественно усреднять в’Ысоту за возможно большее
(0=
число шагов. При усреднении за т шагов работы УУС высота
имеет вид
fyfe (0+f4k (f — 1) +♦ ♦•+&/* (* — m +1)
т а
где hik(t—i) — мгновенное значение высоты, полученное в момент
В реальных сетях обычно не соблюдается стационарность по-
ступающих на один и тот же пучок потоков, напр-имер, из-за пере-
распределения нагрузки, вызванного повреждением пучков. Поэто-
му, чтобы система могла учитывать происходящие изменения пото-
ка вызовов, требуется некоторая оптимальная инерция, некоторое
компромиссное значение т. Но усреднение значения высоты за
т шагов требует дополнительной памяти. Для экономии памяти
удобно ввести инерцию, вычисляя высоту по формуле
Я(0 K(f-l)rn + h(O
т +1
Как видно из формулы, высота в момент t зависит лишь от
«усредненной» высоты в момент t—1 и значения высоты в момент
t, а параметр т определяет инерцию, которая не позволяет системе
управления «раскачиваться» под воздействием случайных кратко-
временных изменений нагрузок. При т—0 происходит мгновенное
изменение высоты, при т—>-оо изменения ситуации на изменения
высот не влияют.
Для исследования свойств динамического управления в инсти-
туте проблем передачи информации АН СССР и Институте при-
кладной математики АН СССР была составлена эксперименталь-
ная программа моделирования сетей с динамическим управлением,
основанным на способе рельефов.' Программа позволяла модели-
ровать сети с числом узлов, не превышающим 29 н числом каналов
в пучке, не превышающим 30.
Основная методологическая трудность моделирования сети со-
стоит в осуществлении корректной замены параллельно текущих
и взаимно влияющих процессов последовательной работой блоков
моделирующей программы в ЭВМ.
При моделировании были выделены пять действующих в сети
процессов.
1. Поступление заявки на установление связи менаду парой уз-
лов и образование этой связи.
2. Окончание разговора и освобождение занятых им каналов.
3. Повреждение ветвей и, как следствие, прерывание всех раз-
говоров, ведущихся по каналам этой ветви.
4. Восстановление поврежденной ранее ветви.
5. Изменение рельефа.
Указанные процессы протекают совместно и сильно влияют
друг иа друга. Установление соединения уменьшает число свобод-
ных каналов в сети. Повреждение ветви прерывает некоторые раз-
говоры, но одновременно освобождает каналы в других ветвях по-
врежденного пути. Освобождение каналов создает возможности-
для установления новых связей, но для выбора новых путей необ-
ходимо изменить рельеф. Изменение рельефа приводит к перерас-
пределению нагрузки и т. д.
Рассмотрим один из возможных методов корректного моделиро-
вания. Предположим, что в течение некоторого времени т в сети
•имеет место лишь один из первых четырех процессов. Пусть это
будет «процесс повреждения или восстановления ветвей. Очеред-
ность повреждения или восстановления ветвей на результаты мо-
делирований сказываться не будет. Будет ли в течение т поврежде-
на (восстановлена) вначале ветвь р,3-, а потом ветвь 0ы или первой
выйдет пз строя (будет исправна) р*ь результат работы системы
не изменится, так как независимо от порядка повреждения (вос-
становления) .ветвей прервутся одни и те же разговоры, освободят-
ся одни и те же каналы (восстановятся одни и те же пути), кото-
рые за рассматриваемое время т для установления соединений ис-
пользованы быть не могут, так как б это время моделируется только
процесс повреждения или восстановления ветвей. Точно также, ес-
ли в течение г действует лишь процесс окончания разговоров, по-
следовательность оканчивающихся разговоров не сказывается на
результате работы системы. Эти свойства позволяют построить со-
ответствующие блоки программы так, что ветви проверяются на
повреждение или восстановление, а установленные соединения —
на окончание, в неизменной очередности.
Несколько сложнее обстоит дело с процессом установления сое-
динений. Если за время т появляется более одной заявки, то ре-
зультат может существенно зависеть от порядка их обслуживания.
Если, например, обслуживание заявок всегда начинается с узла
У Ki, то он находится в привелнитрованном положении по сравне-
нию с узлами, заявки которых обслуживаются позже. В самом пло-
хом положении находится узел УЛю потому, что, когда будет об-
служиваться его заявка, многие каналы будут заняты связями, ус-
тановленными ранее по этим ветвям. Чтобы устранить возможную
ошибку, в программе предусматривается случайный порядок об-
служивания заявок, не дающий преимуществ ни одному из узлов.
Таким образом, если бы рассмотренные процессы в сети осу-
ществлялись поочередно, то результаты -моделирования «в точности
соответствовали бы результатам работы реальной сети. В действи-
тельности, как уже было сказано, все процессы текут параллельно.
Заменяя их последовательной работой блоков моделирующей про-
граммы, мы можем внести некоторую ошибку. Эта ошибка будет
тем меньше, чем меньше т. Ординарность моделируемых процес-
сов позволяет выбрать т=т* столь малыми, что с большой вероят-
ностью за время т* в сети будет проходить лишь какой-либо один
процесс. Однако с уменьшением т растет время моделирования,
что не позволяет выбрать его слишком малым. При некотором т,
относительно малом, но большем т*, может существовать не боль-
/36
шая, но систематическая ошибка, обусловленная постоянным по-
рядком включения блоков программы. Если, например, блоку, об-
служивающему заявки, всегда предшествует работа блока, прове-
ряющего окончание разговоров, то перед установлением соедине-
ний число свободных каналов в модели будет больше, чем в реаль-
ной сети. Точно также, если за блоком, осуществляющим повреж-
дение ветвей, всегда следует блок, восстанавливающий их, то чис-
ло исправных (ветвей в модели будет больше, чем в реальной сети.
Можно привести и другие аналогичные примеры. Чтобы избежать
подобного рода ошибок, в программе предусмотрена случайная по-
следовательность работы блоков.
Естественным критерием правильности выбора т является от-
сутствие заметных изменений результатов моделирования при его
-уменьшении. При моделировании процесса изменения рельефа
предполагается, что управляющие устройства в реальной сети ра-
ботают синхронно. Это означает, что вычисление новых высот и об-
мен управляющей информацией между узлами коммутации про-
исходит одновременно на всей сети. Узлы обмениваются управляю-
щей информацией один раз за время т. Это требование обусловле-
но не свойствами алгоритма управления, а соображениями удобст-
ва программирования.
Моделирование динамического управления иа примере сети
связи (рис. 5.2) выявило очень слабую зависимость вероятности
отказа в широких пределах -изменения т. Такую зависимость ка-
рие. 5.2
явственно можно объяснить тем, что при небольших значениях т
система быстро и точно учитывает повреждения ветвей, ио в то же
время «неустойчива 'по отношению к <кратк-oiBipeмерным колебаниям
нагрузки. При больших значениях т повышается устойчивость к
кратковременным колебаниям нагрузки, но система управления в
этом случае слишком медленно реагирует на повреждение ветвей.
Можно полагать, что при уменьшении нагрузки оптимальное зна-
чение т уменьшается, а при уменьшении вероятности повреждений,
напротив, увеличивается.
Оптимальное значение параметра инерции может быть получе-
но только в результате эксперимента. Поскольку условия в реаль-
ной сети в процессе работы могут меняться, то выработанное зара-
нее т может через некоторое время оказаться ненаилучшим. По-
этому важно ввести -инерцию в систему таким образом, чтобы она
менялась с изменением условий работы сети. Инерция при ^вычисле-
нии рельефа для узлов i и k должна быть тем меньше, чем ближе
УКъ расположен к У Кг- Это становится понятным, если учесть, что,
чем меньше расстояние между узлами, тем меньше возможных
(по рельефу) путей на УКк в УКь тем быстрее сведения об измене-
нии на этих путях дойдут до УКь- Напротив, в более далекий узел
сведения об изменении в сети доходят в среднем позже и м©яее
отражают реальную обстановку. Отсюда ясно, что усреднение вы-
сот в этом случае должно проводиться за большее число шагов,
инерция должна быть больше. Сказанное позволяет ввести пара-
метр инерции т -как монотонно возрастающую функцию от высо-
ты, например
v 2
5.2. Программа моделирования динамического
управления
Опыт моделирования с использованием эксперимен-
тальной программы послужил основой для создания новой- про-
граммы моделирования для ЭВМ БЭСМ-6, которая позволяет ис-
следовать различные алгоритмы распределения потоков и срав-
нивать их эффективность для сетей с разными характеристиками и
нагрузкой, определять наиболее «узкие», критические участки сети.
Программа допускает моделирование сети, число узлов которой N
не превышает 120. Каждый узел может быть как оконечным уз-
лом-приёмником и источником .нагрузки, так н транзитным ком-
мутационным узлом. Соединения между парой узлов устанавлива-
ются последовательно от узла-источника через транзитные узлы к
узлу назначения. При установлении соединения в каждом узле, в
соответствий с тем или иным алгоритмом управления, по адресу
узла назначения выбирается исходящий пучок каналов и образует-
ся составной канал на время разговора. Все каналы сети считают-
ся одинаковыми и в каждом коммутационном узле, в принципе, до-
пускается коммутация любого исправного свободного входящего
канала с любым свободным исправным исходящим каналом. Счи-
тается,, что блокировок в коммутационных схемах узлов не возни-
138
кает, что, впрочем, легко может быть учтено, если известны стати-
стические характеристики применяемой схемы. Поступившая на
узел заявка получит отказ, если нет ни одного свободного и ис-
правного исходящего канала. Заявки на установление соединения
в узлах не накапливаются. В каждом узле хранится информация о
свободных, занятых и поврежденных исходящих каналах и матри-
цы маршрутов, используемые при поиске пути для установления
соединения.
Моделируется ‘работа злстройств, меняющих матрицы -маршру-
тов ев соответствии с алгоритмом управления.
Узлы сети предполагаются абсолютно si а деж.ны ми. Впрочем, по-
вреждение узлов коммутации в программе можно учесть одновре-
менным выходом нз строя всех инцидентных узлу ветвей. Узлы
коммутации связаны между собой пучками каналов. Каждый пу-
чок каналов, исходящих из узла У Кг и входящих в узел У/G, зада-
ется парой узлов (i, j)- я числом каналов bij в нем. Пучки могут
быть однонаправленными и двунаправленными. В первом случае
каналы пучка (I, j) используются только при установлении соеди-
нения' в направлении от узла У/G к узлу У/G, пучок (ij) отличен
от пучка (ji). Во втором случае одни и те же каналы доступны при
установлении соединения в обоих направлениях как от У/G к У/Q,
так и от У/G к У/G- При задании начальных данных указывается
тип 'пучка.
Следует дометь <в |Ввду, что йз обоих случаях для «обеспе-
чения прямой двусторонней связи между парой узлов необходимо
задавать оба пучка каналов: как (ij), так и (ji). Общее число пуч-
ков моделируемой сети ие 'превосходит 1023, а число каналов в каж-
дом пучке — 0^Ь^254.
Каждый пучок каналов может находиться в двух состояниях:
исправном и неисправном. Предполагается, что отдельные каналы
не повреждаются. Впрочем, введение дополнительного блока по-
вреждения н восстановления отдельных каналов не меняет струк-
туру программы. Если в процессе работы сети повреждается ка-
кой-либо пучок, то все соединения, образованные с использованием
каналов этого пучка, прерываются. Число прерванных соединений
фиксируется. Освобождаются каналы в других пучках, занятые
прерванными соединениями.
Каждый пучок каналов характеризуется средним временем на-
работки на отказ, т. е. временем от момента восстановления до мо-
мента повреждения, и средним временем восстановления, т. е. вре-
менем устранения повреждения и двумя вероятностными законами
отклонения от заданных средних. Эти законы отклонения задают-
ся в виде таблиц из 20 чисел каждая. Время наработки на отказ
каждого пучка является суммой заданного для пучка среднего
времени и одного из 20 равновероятных значений таблицы закона
отклонения времени наработки на отказ.
Таким же образом определяется иремя, необходимое для уст-
ранения 1ПО1вреждеа-шя.
Приведем «пример. Пусть для (произвольного пучка заданы сред-
нее время, равное 20 ч, и таблица закона отклонения среднего вре-
мени наработки на отказ:
Числа 1 2 3 4 5 6 7 8 910 1! 12 13 14 15 16 17 18 19 20
Часы 10 1010 1010
5 5 5 0
0 0 0—5—3—5—10—10—10—10—10
Из приведенных данных
правей с вероятностью
следует, что пучок каналов будет нс-
5/20—0,25 в течение
3/20^0,15 »
4/20^0,20 »
3/20=0,15 »
5/20 = 0,25 »
20 + 10=30 ч
20+ 5=25 »
20+ 0=20 »
20— 5 = 15 »
20—10=10 »
Если все пучки имеют одинаковую надежность (одинаковое
среднее время наработки на отказ), то надо ко всем элементам
таблицы закона отклонения прибавить среднее время наработки на
отказ и не задавать средние значения для всех пучков. Аналогич-
но и для времени восстановления.
Предполагается, что каждый абонент подключен к одному из
узлов коммутация и имеет выход и а сеть только через этот узел.
Просуммировав всю нагрузку, создаваемую в чин абонентами дан-
ного узла, получим нагрузку, создаваемую данным коммутацион-
ным узлом. Таким образом, в моделируемой сети источниками и
приемниками нагрузки являются узлы коммутации, т. е. модели-
руется 'сеть, состоящая нз узлов коммутации и связывающих их
линий. Тяготения между узлами коммутации задаются в виде сред-
него числа заявок в час на установление соединений между парами
узлов и средней длительности соединения. Для задания нагрузки в
случае различных тяготений между всеми парами узлов необходи-
мо задать А72 чисел. Однако в реальных условиях узлы сети можно
разделить на группы по величине исходящей и входящей нагрузки,
а величину тяготения задавать только между группами узлов. В
рассматриваемой программе имеется два типа групп узлов: груп-
пы с одинаковой исходящей нагрузкой и группы с одинаковой вхо-
дящей нагрузкой. Любой узел может входить одновременно в не-
сколько групп одного и того же типа. Все узлы, объединенные в
группу с одинаковой" исходящей нагрузкой, требуют одинаковое
число соединений с любым, ио одним и тем же узлом сети. Все уз-
лы, объединенные в группу с одинаковой «входящей >н а пр узкой, тре-
буют одниаковюго числа соединений от любого узла сети.
Число групп узлов как первого, так и второго типа (по исходя-
щей и входящей нагрузке), а также число узлов, включенных в ту
или иную группу, может быть взято произвольно. Разбив узлы на 1
группы, мы можем задавать тяготения лишь от каждой группы
первого типа к каждой группе узлов второго типа, т. е. если имеет-
140
ся fii групп первого типа и «2 групп второго тшгат достаточно задать
матрицу тяготений Ф=)|ф>|| размером П1-П2, каждый элемент кото-
рой характеризует среднее число требований на установление сое-
динения одного узла группы i первого типа с одним узлом группы /
второго типа. При этом некоторые из могут быть равны 0. Число
ненулевых тяготений между группами для данной программы не
может превышать 50. Если один и тот же узел входит в какую-то
группу i первого типа и / второго типа и при этом фц^О, то моде-
лирование вызова от узла к «самому себе» не происходит. Нагруз-
ка, создаваемая (или получаемая) этим узлом, будет определяться
суммой всех нагрузок по всем группам, в которые входит этот узел.
Приведем пример. Пусть имеется сеть, состоящая из 7 узлов, а
матрица тяготений позволяет р'азбить узлы на три группы первого
и две группы второго типа. Если полученная матрица тяготений
между группами узлов имеет вид
5 0
4 0 ,
0 2
узлы 1, 2, 3, 4, 5 образуют первую группу первого типа, узлы 6, 7 —
вторую группу первого типа; узлы 1,6 — третью группу первого
типа; узлы 1, 2, 3, 4, 5, 6, 7 — первую группу второго типа, а узлы
1,6 — вторую группу второго типа, то узел 1 связывается с узлом
2 пять раз в час, с узлом 6— семь раз в час, поскольку узел 1 вхо-
дит в первую и третью группу первого типа, а узел 6.— в первую и
вторую группу второго типа и т. п. При разбиении узлов иа груп-
пы возникает не лишенная интереса комбинаторная задача о полу-
чении минимального числа групп по-заданной матрице тяготений
между всеми N (N—1) парами узлов.
Через произвольно задаваемые промежутки времени, соответст-
вующие реальному времени работы моделируемой системы (таким
промежутком может быть выбран, например, 1 ч), выдаются ре-
зультаты моделирования в виде следующих величин, характери-
зующих работу всей системы:
— текущее время ® числе элементарных тактов т;
— среднее ч-исло транзитных участков между узлами, приходя-
щихся на обслуженную заявку «Ср. транзит» 1—TpjS—L\
— процент отказов— отказы/за явки — Р<1ТК=LfS;
— процент благополучно окончившихся соединений — Рвя ок==
=E!S—L;
— процент прерванных соединений «Разрыв»/«Обслуж» -
Р прер — E/S'-=~Lj
— общее число поступивших заявок «Заявка» — S; г
— общее число транзитных участков для всех соединений'
«Транзит» — Тр;
— число заявок, получивших отказы «Отказы» •— L;
— число соединений, окончившихся по истечении времени раз-,
говора «Бл. оконч.» — Е\
— число прерванных соединений «Разрывы» при повреждении
линии связи — В;
— общее числю поврежденных 'пучков канало® — Af п;
— общее количество восстаиовленных пучков — Л1в;
— данные: Тр, S. по каждому из заранее выделенных пар уз-
лов;
— таблица распределения отказов в зависимости от минималь-
ного числа транзитных участков между узлами в сети связи (чис-
ло отказов и обслуженных заявок для всех узлов, связанных в не-
поврежденной сети одним транзитным участком, двумя транзитны-
ми участками и т. д.), которая позволяет оценить эффективность
моделируемого алгоритма управления в зависимости от размеров
сети.
Кроме того, величины Тр, S, Е н L выдаются по каждой из трех
заранее выделенных пар узлов, что позволяет детально проверить
качество обслуживания наиболее важных соединений.
Для каждого лучка выдаются три характерные величины: вре-
мя, в течение которого пучок был поврежден, время, в течение ко-
торого в пучке ие было ни одного свободного канала; а также сред-
нее время занятости каналов пучка, т. е. пропущенную каждым
пучком нагрузку. Эти величины используются для обнаружения
«узких» мест в сети, так как опыт показывает, что зачастую боль-
шинство отказов обусловливается перегрузкой или повреждением
небольшого числа пучков, увеличение их емкости всего на несколь-
ко каналов может существенно улучшить качество работы системы.
Результаты моделирования позволяют детально анализировать
изучаемую сеть и алгоритм распределения потоков. Для сокраще-
ния времени моделирования максимально допустимые значения па-
раметров сети выбраны такими, что в процессе моделирования ис-
пользуется лишь оперативная память машины. Бея информация о
структуре сети и характеристике ветвей заносится в группы ячеек
(массивы) оперативной памяти ЭВМ.
Основным массивом, отражающим структуру связи, является
массив «НОМСОС» (номера соседних узлов) t содержащий М яче-
ек — по числу пучков. В каждой ячейке, соответствующей одному
пучку, записана информация о том, какую пару узлов он связыва-
ет, т. е. (ij), о числе каналов в этом пучке Ьц, о числе свободных в
текущий момент времени каналов bij — текущее, а также признак,
указывающий на отсутствие -свободных каналов в пучке, признак
повреждения пучка, признак, характеризующий тип лучка (однона-
правленный или двунаправленный) и порядковый номер встречного
пучка (/г). Информация в массиве «НОМСОС» записана следую-
щим образом: характеристика лучков каналов (в порядке возраста-
ния номера /), исходящвх из УАХ затем из и т. д. до УКя.
Очевидно, число ячеек в группе, соответствующей узлу У Кг, равно
Si, где i—число соседей узла У Ki- Для удобства пользования этой
информацией имеется (массив «СОС» из JV (1по числу узлов) ячеек, в
которых записаны начальные адреса каждой из указанных групп и
142
число ячеек в группе. Массивы «НОМСОС» и «СОС» формируются
по N, М, {S’;}, [bij} заданным номерам двунаправленных лучков.
Для каждого узла У fa задаются номера непосредственно связан-
ных с ним узлов У fa. Для ненадежной сети задаются массивы
«среднее время наработки на отказ» и «среднее время восстанов-
ления» каждого пучка.
Нагрузка, поступающая на сеть, характеризуется, как уже бы-
ло указано, тяготениями между парами узлов и распределением
длительности установленных соединений. По заданным тяготениям
в ЭВМ формируется массив «заявок» следующим образом. На-
чиная с первой группы конечных узлов, к которым первая группа
начальных узлов имеет ненулевые тяготения, составляются всевоз-
можные пары номеров узлов. В такой паре первый узел относится
к первой группе первого типа, а второй узел — группе второго ти-
па. Если одни и тот же узел одновременно относится к группе пер-
вого и второго типа, пара не образуется.
Поясним образование пар узлов в рассмотренном ранее при-
мере. В соответствии с произведенным разбиением узлов на груп-
пы узел /, принадлежащий первой группе первого типа, обра-
зует пары 1,2; 1,3; 1,4; 1,5; 1,6; 1,7 с узлами первой группы второго
типа. Узел 2, также принадлежащий первой группе первого типа,
образует пары 2,1; 2,3; 2,4; 2,5; 2,6; 2,7 и т. д. Всего первая группа
первого типа создает mi—30 пар. Каждая из этих пар в соответст-
вии с таблицей тяготений создает в среднем фц=5 заявок в час» а
вся группа из mi=30 пар создает в среднем mi-<pu=150 заявок в
час. Далее образуются все пары нз первой группы первого типа и
второй группы второго типа. В нашем примере <pi2=0, и поэтому
эти пары вообще не образуются.
Таким образом, если все тяготения ненулевые, может быть об-
разаваио щ ’Я2 цруп-п тар. В данном (примере получаются три
группы пар, соответствующих ненулевым тяготениям <рц—5; <p2i=4;
<Рз2=2. Группа пар с тяготением (рзг содержит тг=12 пар, а группа
с тяготением -фда содержит т3=2 пары. Все эти пары располагают-
ся е массиве заявок по сформированным группам. Запоминаются
начальные адреса каждой из групп пар и число пар в каждой из
групп. Поэтому выбор заявки из первой группы пар производится
ffll о
с вероятностью —---------—, из второй группы—с вероятностью
т2 „
, из третьей группы пар — с вероятностью-
ГП1 4- 4- tn2
—----. Пара в группе, собственно заявка, выбирается
/711 4""----4“ т3
равновероятно.
Массив заявок совмещен с массивом матриц маршрутов и каж-
дая пара занимает 16 младших разрядов в ячейке, по 8 разрядов-
для номера каждого узла. После формирования массива заявок
все пары, представляющие заявку на установление соединения
между двумя непосредственно связанными узлами» заменяются на
номер связывающего их пучка, а в специальный разряд ячейки за-
носится соответствующий признак. В этом же массиве-для каждой
пары узлов (заявки) указано минимальное расстояние (в числе
транзитов) между этими узлами.
В описываемой программе моделируются следующие процессы:
появление заявок на установление соединения между парами уз-
лов: поиск оптимального пути установления соединения; коммута-
ция каналов на время соединения; отбой—освобождение каналов,
ранее занятых соединением, время которого истекло; разрыв пуч-
ков каналов с прерыванием проходящих через зтл пучки соединений
п восстановление поврежденных пучков. В сетях, управляемых с
помощью того или иного алгоритма распределения потоков инфор-
мации, моделируется также процесс изменения хранящихся на уз-
лах коммутации матриц, используемых для выбора пути установ-
ления соединений.
Моделирование процессов распределения потоков на сети свя-
зи -может быть повременным и пособытминым. В данной програм-
ме, рассчитанной на моделирование сетей с большим числом узлов
•м большой нагрузкой, авторам показалось целесообразным исполь-
зовать повременное моделирование, при котором в модели имеются
«часы» с элементарным шагом времени т и моделируются процес-
сы, происходящие в последовательные промежутки т, 2 т,....
Рассматриваемая программа состоит из следующих подпро-
грамм (блоков): нагрузки, поиска пути и установления соединения,
отбоя, разрыва пучков каналов,-восстановления пучков каналов;
алгоритма управления сетью, обработки полученных данных н уп-
равляющей программы.
Блок нагрузки формирует заявки на установление соединения
от некоторого узла У Ki к некоторому узлу УК, и определяет дли-
тельность этого соединения («разговора»), если такое соединение
будет установлено.
•Пара узлов — исходящий узел УК/ и узел назначения УК] (за-
явка) формируется следующим образом: считается случайное чис-
ло и отыскивается тот интервал вероятностей появления заявок, в
который это число попадает, и определяется группа пар узлов, меж-
ду которыми должна быть сформирована одна заявка на соедине-
ние. Каждая заявка в группе равновероятна, поэтому иомер заяв-
ки в группе и пара УКь УК] определяются умножением случайного
числа на количество заявок в данной группе.
Длительность устанавливаемого соединения определяется слу-
чайным выбором числа из таблицы длительности разговоров, в ко-
торой записано 20 равновероятных чисел, характеризующих закон
распределения длительности разговоров на реальной сети.
Блок поиска пути и установления, соединения начинает работу
после блока нагрузки. В процессе работы блока по номеру исходя-
щего узла У Кг определяются все исходящие из узла пучки 'каналов,
имеющие хотя бы один свободный канал. Среди этих пучков ка-
-налов по матрице маршрутов выбирается пучок, лежащий на крат-
144
чайшем пути к узлу назначения У/\,- Пусть это будет пучок к уз-
лу Жг..
Выбранный пучок каналов характеризуется общим числом ка-
налов в нем Ьц и числом свободных каналов -текущее. При
занятии канала в пучке ii\ число Ьц — текущее уменьшается па
1. Если bi4 -текущее равно 0, это означает, что все каналы пучка
u'i заняты. В этом случае в ячейку памяти, соответствующую дан-
ному пучку, заносится признак занятости. Для двунаправленного
пучка каналов соответственно меняется информация о пучке iiZ.
Номер следующего узла t\ сравнивается с номером узла назна-
чения /. Если номера не совпадают, в узле G повторяется та же
процедура, что и в узле i. Так продолжается до тех пор, пока но-
мер следующего выбранного узла tie совпадет с номером узла «на-
значения j, и тогда заявка считается обслуженной, либо сообщение
получит отказ. Если заявка на установление связи между узлами
У Ki и УКз обслужена, то счетчик числа обслуженных заявок
увеличивается на единицу, в счетчик числа транзитов добавляется
число пройденных транзитных участков.
Установленное соединение, представленное в виде последова-
тельности узлов, запоминается в специальном массиве «Соедине-
ния» оперативной памяти, при этом к последовательности lt 4 и /
добавляется число, указывающее момент окончания данного соеди-
нения. Делается это следующим образом. Существующий в про-
грамме датчик времени моделирует ход реального времени систе-
мы. Например, шаг датчика может быть равен 0,5 мин. Имеется
еще один счетчик времени — «Часы 1». Увеличение его показаний
на I происходит при обращении «к блоку отбоя.
Этот счетчик работает по модулю 2®. Если в некоторый момент
времени в счетчике «Часы 1» было записано число 28—I, то в сле-
дующий момент будет записан 0, затем 1, 2 и т. д. Момент оконча-
ния соединения определяется суммой по модулю 2 числа, записан-
ного в момент установления соединения в «Часы 1», и длительности
разговора, полученного из таблицы. Полученное число называется
«Будильник I» и записывается вместе с последовательностью уз-
лов, т. е. соединение в памяти машины представляется в виде чис-
ла «Будильник 1» и перечня узлов пути if Zz„.., j. В таком виде
информация об установленном соединении записывается в массив
«Соединения».
В массиве «Соединения» хранится информация о всех имею-
щихся в данный момент «в сети соединениях. Массив состоит из
двух частей: в первой части записаны «близкие» соединения, т. е.
соединения, число транзитных узлов в которых не превышает 4, во
второй — «далекие», с числом транзитов, удовлетворяющем нера-
венству 4<Тр<10. Такое разделение массива соединений на два
класса связано с тем, что «близкие» соединения записываются в од-
ну ячейку, а для «далеких» требуется две. «Близкие» соединения
пишутся в верхней части массива, в сторону возрастания номеров;
«далекие» — в нижней части, в сторону убывания номеров ячеек.
Программа имеет также другой вариант блока поиска
пути и установления соединений, позволяющий существен-
-но сократить время моделирования, когда Грмакс »не «может превы-
шать 7 участков. В этом случае установленное соединение запи-
сывается в ячейку памяти не в виде перечня узлов I, !> а в
виде перечня номеров пучков, участвующих в установлении данно-
го соединения. Для сильно связанных сетей, например, городскихг
целесообразно изменить и массив заявок. После формирования
массива заявок все пары узлов анализируются с той точки зрения,
не являются ли они парой непосредственно связанных узлов (на-
пример, для сетей, у которых узлы связаны «каждый с каждым»,,
все пары непосредственно связаны). Пара узлов (заявка) такого-
типа заменяется номером связывающего нх пучка. По номеру пуч-
ка сразу отыскивается информация об этом пучке и, если имеется
хотя бы один свободный канал, он занимается. Если’ же пучок по-
врежден или не имеет свободных каналов, то в информации о нем
содержатся номера узлов, которые этот пучок связывают, т. е. «за-
явка» и блок поиска пути и установления соединения может рабо-
тать как обычно.
Блок поиска шути >и установления соединений имеет два под-
блока: (подблок отказа и «подблок освобождения каналов.
Подблок отказа работает в том случае, когда -в «процессе «поис-
ка пути оказалось невозможным установить требуемое соединение.
Это может быть обусловлено двумя причинами: либо число прой-
денных транзитных участков превышает максимально допустимое
число Грыако которое устанавливается в соответствии с заданием-
на моделирование, но не может превышать 10 транзитов для обыч-
ного варианта и семи транзитов для ускоренного варианта про-
граммы; либо на пути установления соединения оказался тупико-
вый узел, т. е. нет нн одного свободного канала, ведущего из узла.
Если соединение установить невозможно, подблок отказа добав-
ляет единицу в счетчик отказов и передает управление подблоку
освобождения каналов.
Подблок освобождения каналов освобождает каналы, занятые
«получившими отказ, окончившимися или «прерванными соединения-
ми. Подблок освобождения каналов, как и блок установления сое-
динения, выполнен в двух вариантах:
1. Соединение представлено в виде последовательности номеров-
узлов i, II, iz,’-, /. По номеру первого узла i в массиве «СОС» нахо-
дим адрес в массиве «НОМСОС», с которого начинается инфор-
мация о пучках, исходящих из УКь Перебирая эти пучки, находим
ячейку пучка, ведущего к УК^ (в информации о каждом пучке
записано, из какого узла и к какому он ведет). В найденной ячейке-
увеличиваем число свободных каналов bat -текущее па 1, и стираем
признак занятости пучка, если он был записан. В двунаправленном
пучке, помимо этого, определяем адрес ячейки «НОМСОС», соот-
ветствующей обратному пучку G, i, заносим в иее b^i -текущее и
стираем признак занятости, если он там был.
Переходим далее к узлу У/С?3 и повторяем с ним те же опера-
ции, что и с узлом УКгг и т. д., пока не будут просмотрены все
пучки, входящие в данное соединение;
2. Соединение представлено в виде последовательности пучков
/Их,, ЛД8,..., Mtk . По номеру пучка Mis сразу находим в массиве
«НОМСОС» ячейку с информацией об этом пучке, в которой увели-
чиваем Ьцх -текущее на 1 и стираем признак занятости/ если ои
был. Если пучок двусторонний, то в младших 10 разрядах ячейки
«НОМСОС» стащится номер обратного тучка «каналов и ib соответст-
вующей ячейке исправляется but -текущее и признак занятости.
Блок отбоя определяет окончившиеся соединения, считает чис-
ло таких соединений и освобождает занятые ими каналы сети. Час-
тота обращения к блоку выбирается так, чтобы число окончивших-
ся соединений при одном обращении было невелико, т. е. чтобы из-
менения, происшедшие в модели сети в результате однократной ра-
боты этого блока, были незначительными.
При каждом обращении к блоку отбоя число, записанное в
«Часы I», сравнивается с числами, записанными в «Будильи-ик 1»
каждого соединения. Совпадение этих чисел означает, что данное
соединение должно окончиться. При обнаружении такого соедине-
ния в счетчик благополучно окончившихся соединений добавляется
единица, в массиве «Соединения» это соединение стирается, осво-
бождаются занятые им каналы (в подблоке стирания). После это-
го в массиве «Соединения» ищется следующее соединение и так до
тех пор, пока не будут просмотрены все соединения, записанные в
этом массиве. Освобождение занятых этим соединением каналов
производится подблоком освобождения каналов.
Блок разрыва пучков каналов определяет поврежденные пучки,
учитывает прерванные в результате повреждения пучка соединения
и освобождает каналы в других пучках, занятых этими соединения-
ми. Частота или средний период обращения к этому блоку выби-
раются так, чтобы при однократном обращении к нему вероятность
выхода из строя более чем одного пучка была малой, т. е. чтобы
происходящие за время работы этого блока изменения в сети бы-
ли возможно меньшими.
Для отсчета времени между последовательными обращениями к
блоку разрыва вводится специальный счетчик «Часы 2». Этот счет-
чик связан со счетчиком элементарных тактов времени «Часы 1»
так, что некоторое, заранее заданное, число единиц счетчика соот-
ветствует одной единице времени счетчика «Часы 2». Счетчик иг-
рает такую же роль для пучков, какую играют «Часы 1» для сое-
динений. Каждому пучку каналов сопоставлен признак его состоя-
ний, т. е. поврежден ои или исправен. Если пучок исправен, то ука-.
зано время его очередного повреждения — «Будильник 2».
При обращении к блоку содержимое «Часы 2» сравнивается со
значением времени, записанным в «Будильнике 2» каждого пучка.
В случае совпадения времени пучок повреждается. По известному
«номеру пучка каналов, представляющему собой упорядоченную
пару ном-аров узлов ij, <в .массиве «Соединения» ищутся те сое-
динения, © записи которых «встречается пара узлов ij. Число
всех таких соединений учитывается счетчиком «(Прерванных
соединений».
Каналы, занятые этими соединениями в других пучках, осво-
бождаются подблоком освобождения каналов. В ячейку памяти, со-
ответствующую поврежденному пучку, записывается сигнал о том,
что данный пучок поврежден, и определяется отрезок времени, по
истечении которого пучок будет восстановлен. Делается это следу-
ющим образом.
С помощью датчика псевдослучайных чисел, равномерно рас-
пределенных в интервале (0, 1). получили случайное число. По
этому числу в таблице, задающей закон распределения времени
восстановления пучка, выбираем одно из чисел закона распределе-
ния К значению -времени, шюл-учеп-ному ’из общего для ®сех лучков
закона распределения времени восстановления, прибавляется вре-
мя, необходимое в среднем па восстановление данного пучка. По-
лученный результат складывается со значением в этот момент
«Часы 2» и записывается в «Будильник 2» соответствующего
лучка.
Заметим, что «Часы 2» — счетчик, работающий по модулю 210,
поэтому интервал времени между последовательными моментами
изменения состояния пучка не должен превышать 210 единиц вре-
мени счетчика «Часы 2».
Блок восстановления пучков каналов определяет поврежден-
ные пучки каналов, «Будильник 2» которых совпадает с «Часы 2».
Найденные пучки восстанавливаются стиранием признака повреж-
дения, занесенного в момент повреждения пучка.
Для восстановленного пучка определяется время, в течение ко-
торого пучок будет функционировать. Для этого опять считается
случайное число и в соответствии с законом распределения време-
ни наработки-на отказ и средним временем наработки иа отказ
данного пучка определяется искомый отрезок времени. Полученное
значение складывается с числом в «Часы 2» и записывается в «Бу-
дильник 2» восстановленного пучка каналов.
Блоки повреждения и восстановления пучков каналов в про-
грамме объединены. При работе блоков ищутся пучки, «Будиль-
ник 2» которых совпадает с числом «Часы 2». Когда такой пучок
найден, определяется, в каком состоянии он находится. Если пучок
каналов был. поврежден, работает блок восстановления. Если же
пучок не был поврежден, работает блок повреждения каналов.
Алгоритмы управления сетью позволяют моделировать два ал-
горитма распределения потоков: а) статического распределения по
кратчайшим путям, с неограниченным числом обходов; б) динами?
ческого распределения с использованием рельефов. Моделирование
других способов распределения потоков таких, например, как воз-
врат соединения в случае отказа на исходный узел и повторение
поиска пути, начиная с исходного узла с выбором иного исходя ще-
148
го направления и т. п.,* требует больших или меньших переделок
программы.
Блок обработки полученных данных накапливает данные о ха-
рактеристике работы всей системы и отдельных узлов, получаемые
в процессе моделирования, и преобразует их к виду, удобному для
выдачи результатов моделирования.
Управляющая программа определяет последовательность рабо-
ты блоков программы Основным элементом программы являются
два счетчика времени: «Часы 1», отсчитывающие малый шаг по
времени, и «Часы 2», отсчитывающие большой шаг по времени,
кратный заранее заданному числу малых шагов.
Пусть малый шаг времени выбран равным 0,5 мин, большой
шаг — 15 мип. За время малого шага необходимо одно обращение
к блоку отбоя, одно обращение к блоку изменения высот для спо-
соба рельефа. Кроме того, за это время должно быть обслужено
некоторое количество заявок на установление соединения. Число
заявок определяется по- заданной в начальных данных нагрузке.
Так, если общий поток заявок в «среднем составляет 240 вч, то за
0,5 мин должно быть обслужено 2 заявки, т. е. на одно обращение
к блоку отбоя должно в среднем приходиться обслуживание двух
заявок.
Последовательность обращения к блокам программы определя-
ется датчиком псевдослучайных чисел, равномерно распределен-
ных в интервале (0, 1). В приведенном выше примере с вероятно-
стью 0,25 произойдет обращение к блоку отбоя, с той же вероят-
ностью — к блоку изменения высот я с вероятностью 0,5 — к бло-
ку нагрузки. Обращение к блокам повреждения и восстановления
пучков каналов происходит один раз за время большого шага че-
рез определенное (в данном примере — через 30) количество обра-
щений к блоку отбоя. При каждом’ обращении показание счетчика
«Часы 2» увеличивается на 1.
5.3. Пример моделирования работы сети
Моделируемая сеть, состоящая из 102 узлов и 339’
ветвей, показана на рис. 5.3. Каждая ветвь состоит нз двух одно-
направленных пучков. Наиболее удаленные друг от друга узлы
расположены на расстоянии 8 транзитных участков, т. е. max Uy=
= 8. Нагрузка задана следующим образом: сеть разбита на 8 зон
(I-я зона—узлы с 1-го по 15-й, 2-я зона — с 16-го по 28-й, 3-я —
с 29-то по 55-п, 4-я зона—«с 56-то ino 70-й, 5-я—«с 71-го по 74-й,
6-я — с 75-го по 87-й, 7-я зона — с 88-го по 97-й и 8-я зона — с 98-го-
ло 102-й узел), (внутри любой зоны каждый узел имеет тяготение к
каждому узлу «этой зоны, все узлы любой из зон имеют тяготения -к
каждом у нз узлов ближайших соседних зон. Среднее число заявок,,
возникающих в сети за час реального времени, равно «51 000.
Средняя длительность «каждого установленного соединения —
3 мин.
Rue. 5.3
В таблицах 5.1 и 5.2 представлены некоторые результаты моде-
лирования работы этой сети. В табл. '5.1 приведены результаты мо-
делирования 12 часов реального времени работы сети с обходны-
ми направлениями и статическим управлением по кратчайшим пу-
тям. Из последнего столбца табл. 5.1 видно, что вероятность отка-
за ротк заметно возрастает с увеличением расстояния Уц между
узлами. Очевидно, что оценка эффективности «то -средней вероятно-
сти отказа (Ротк—0,043) те раскрывает в достаточной степени «пре-
имущества и недостатки того или иного способа управления.
Результаты эксперимента, представленные в табл. 5.2, -относятся
к той же сети, но с динамическим управлением иго способу рельефов.
150
Та блица 5.1
Число соединений, установленн'ых по пути длиной
“и ии+' ии+2 “и+3 С/,,+4 С(/+5 ?отк
102448 768 129 5 3 1 0,355-10_2
164206 4047 1102 139 10 27 0,196-10-1
155252 9696 3790 1059 65 0,602-10-1
84661 7885 2193 1308 0,741-КГ-1
36084 3847 622 0.938-КП1
7354 973 0,162
886 0,341
Таблица 5.2
Число соединений по транзитам длиной ^отк
ич ии+1 ии+2 ии+3 !/,/+< ии+3
1 2 3 4 5 6 7 102672 165196 157867 86391 36909 7544 934 744 4029 10081 8605 4177 939 97 1028 3662 2507 966 8 178 957 763 3 26 177 16 0,191 -10~2 0,142-КГ1 0,340-10“* 0,526-1О”1 0,603-10-1 0,127 0,305
Пересчет рельефов в узлах коммутации осуществляется независи-
мо и средний период между’моментами пересчета рельефа в одном
узле равен 30 с
Из сравнения результатов моделирования, приведенных в табл.
5.1 и.5.2, видно, что динамическое управление в рассмотренной се-
ти позволяет распределять сообщения по более «коротким путям и
уменьшать потери в 1,54-2 раза по сравнению со статическим уп-
равлением. Эффективность динамического управления существенно
зависит от структуры и надежности сети. .Оно особенно эффектив-
но для крупных сетей с изменяющейся структурой.
5.4. Качество обслуживания вызовов
и динамическое управление на ГТС
Качество обслуживания и а ГТС зависит от измене-
ния потоков вызовов, а также от надежности работы коммутацион-
ного п линейного оборудования.
Для определения надежности работы комплектов соединитель-
ных -линий на одной нз городских телефонных сетей было организо-
вано наблюдение и сбор статистических данных. Наблюдение про-
изводилось за комплектами девятнадцати направлении в течение
.полугода круглосуточно.
На основании полученных статистических данных определена
средняя интенсивность отказов комшлекта %=0,00071 и среднее вре-
мя восстановления комплекта пять часов. По -величине .интенсивно-
сти отказов и среднему времени восстановления комплекта можно
определить вероятности появления повреждений комплектов соеди-
нительных линий в-н вправлениях различной емкости. Расчеты пока-
зывают, что если возникновение повреждений носит случайный ха-
рактер и подчинено закону Пуассона, то за время восстановления,
равное 1 ч, в пучке нз 60 линий с вероятностью 0,01 повреждается
1 комплект, а при времени восстановления 48 ч с этой же вероят-
ностью повреждается одновременно до шести комплектов. В пучке
емкостью до 200 соединительных линий при времени восстановле-
ния ( ч с вероятностью 0,01 повреждается одновременно до двух
комплектов, а при времени восстановления 48 ч с этой же вероят-
ностью повреждается одновременно от 1 до 13 комплектов. Приве-
денные данные показывают, что вероятность повреждения комплек-
тов весьма значительна и может приводить к «резкому снижению
качества обслуживания вызовов.
Анализ статистических данных ио надежности работы кабелей,
полученных в результате наблюдений в течение года за 270 кабе-
лями, показывает, что в среднем на 100 км кабеля ГТС приходится
43 повреждения. Среднее время восстановления магистральных ка-
белей 48 ч.
Характер распределения числа одновременно поврежденных ка-
белей, на примере сети с числом кабелей 128, показывает, что чис-
ло одновременно поврежденных кабелей с вероятностью 1% при
времени восстановления 48 ч находится в пределах от 0 до 5, с ве-
роятностью 10% при. том же времени восстановления лежит в пре-
делах от 0 до 3. Если соединительные липин одного направления
находятся в одном кабеле, то в этом случае при отсутствии обход-
ных направлений в некотором количестве направлений связь будет
нарушена полностью. Обычно соединительные линии одного на-
правления распределяются по двум или трем кабелям. В случае
распределения соединительных линий одного направления по двум
кабелям в ряде направлений будет повреждено по 50% соедини-
тельных линий, г. е. потери в щучке из 10 линий увеличатся от
.2 до 152°/оо, а в пучке из 200 линий .до 400%о-
152
П-р-и 'раетределеимм линий одного 'направления »по трем ка-
белям в отдельных наир явлениях число 'повреждений соедини-
тельных линий составит 33% -и (потери -в пучке 'из 10 линий уве-
личиваются с 2 до 41°/оо. а ® пучке нз 200 линий (потерт возра-
стут до 230%0..
Таким образом, на сети с Л’=128 кабелей без обходных направ-
лений из-за ненадежности -кабелей за время восстановления 48 ч.
с вероятностью 10% связь нарушается или в лучшем случае поте-
ри возрастают в зависимости от емкости пучка от 20 до 115 раз,,
т. е. во всех случаях качество обслуживания абонентов в на правде- -
нии с поврежденными соединительными линиями становится не-
удовлетвор ител ьны м.
Аналогичные явления будут наблюдаться и из-за ненадежности
комплектов соединительных липни.
Заметно 'повысить качество обслуживания вызовов 'без увели-
чения числа капало® и линий можно введением -на ГТС обходных
направлений -и динамического управления.
С целью определения эффективности введения обходных на-
правлений и динамического управления и определения их влияния
на качество обслуживания вызовов с учетом ненадежности кабелей
и комплектов соединительных линий было проведено моделирова-
ние городских телефонных сетей на ЭВМ.
5.5 Результаты моделирования ГТС
Для моделирования ГТС использовалась програм-
ма, рассмотренная в § 5.2.
В процессе моделирования рассматривались районированные се-
ти без узлооб|ра-зова-ни я, сети с узлами входящих соединений и с уз-
лами входящих и исходящих соединений. Для каждой конфигура-
ции рассматривалась надежная и ненадежная сети, с наличием
больших и малых пучков одностороннего и двустороннего действия,,
рассчитанных при различных значениях потерь. Рассматривались-
статический и динамический способы управления. При динамичес-
ком способе предусматривалась передача информации о рельефе
сети по разговорному каналу, либо по общему каналу сигнализа-
ции (ОКС), в котором передача -информации об изменении релье-
фа сети могла осуществляться с различной скоростью.
Были 1л.ромодели1рЮ|ваны 'следующие |райоп)ирО|Ваитиые сети:
— ГТС с 4 АТС;
- — ГТС с 8 АТС;
— -ГТС .с 24 АТС;
— -ГТС с 8 узлами.
Маделзкровяние (проводилось >в условиях «местной и обще-
сетевой перегрузки. Перегрузки составляли 25, 50, 75 и 100% от
номинальной нагрузки, учитывались также перегрузки, создавае-
мые вследствие повреждения кабелей и комплектов соединительных
линий.
На рис. 5.4 «приведены результаты .моделирования райониро-
ванной однородной сети, состоящей из 4 АТС, с пучком емкостью
V—13 линий и V=2*I4 линий ори расчетных (потерях !Р='14,37%0 и
-Р=19%о. При 'Статическом управлении потоками таи формации мо-
делировались варианты без обходов, с одним и двумя обходами.
Изменение вероятности потерь в зввиснмости от числа обходов по-
казывают кривые, изображенные сплошными линиями. Пунктир-
ные линии характеризуют величину потерь при динамическом уп-
равлении. При динамическом управлении обеспечивался выбор лю-
бого возможного обхода с одним транзитом, в связи с чем величи-
на потерь не зависит от числа обходов. Аналогичные зависимости
вероятностей потерь при статическом и динамическом управлении
для сетей различной емкости с различными пучквмн соединитель-
ных линий для малых и больших потерь даны на рис. 5.5—5.8.
Результат моделирования ГТС различной емкости для -малых и
больших потерь без учета повреждения соединительных линий по-
казывает, что эффективность обходных направлений и динамичес-
кого управления зависит:
— от емкости пучков. Так, при емкости лучков V—13 линий при
введении двух обходных направлений при статическом управлении
потери уменьшаются в 6 раз, а при введении динамического управ-
ления потери 'снижаются «в 14 -раз. В то же время для лучка
V—-214 линий ‘введение двух обходных направлений-и динамическо-
го управления приводит к увеличению потерь на 30%;
— от величины расчет-
ных потерь. Например, для
пучка Р'=21 линия три «поте-
рях Р=5%6 «введение четы-
рех обходных направлений
при статическом управлении
снижает потери в 10 раз,- а
при динамическом управлении в 20 раз, три сР= 14°/00 для тех же
условий при статическом управлении потери уменьшаются в 3 ра-
за, а при динамическом управлении в 4 раза;
— от числа обходных «натра-влеиий. Например, для сети с
24стан'Циям1й «при V =4 6 линий и /3=-1,45°/со введение одного юбход-
р
с,т
0,003 - НеовнороОиоя сеть S узлоЬ
Статина
оооп , , , ,
О 1 ? 3' 4 Онсло
оСходоб
Рлс. 5.8
ного направления снижает поте-
ри в 25 раз, а при дополнитель-
ном введении еще трех обходных
направлений дальнейшее сниже-
ние потерь происходит только в
2,4 раза.
На основании результатов мо-
делирования надежной сети мож-
но сделать следующие выводы:
— качество обслуживания вы-
зовов на сети с 'малыми и сред-
ними пучками линий (до 60 линий
при расчетных йютеряк до 2О%о)
при введении обходных направлений повышается;
— наибольшая эффективность повышения качества обслужива-
ния 'достигается при -использовании первого обхода;
— -практически для любых сетей -связи введение более четы-
рех обходов нецелесообразно;
— динамическое управление по сравнению со статическим уп-
равлением ('При любом числе обходов) для сетей -с малыми -и со
средними пучками является наиболее эффективным;
— эффективность введения обходов и динамического управле-
ния снижается с увеличением коэффициента использования и ве-
личины пучков соединительных линий.
Как отмечено в параграфе 5.4, число поврежденных соедини-
тельных линий изменяется в широких пределах. Поврежденные сое?
диннтельные линии могут быть сосредоточены в одном направле-
нии, в пучках соединительных линий, исходящих из одного узла
или из различных узлов сети.
Результаты моделирования сети с восемью АТС с различной
емкостью пучков соединительных линий (13, 21, 60 и 100) при раз-
Таблица 5.3
' Емкость пучка Процент повреж- денных линий в направлении Потери в повреж- денном направле- нии без обходов Статика Динамика
1 обход 1 обхода
Потерн Среднее число транзитных участков Потерн 5i о Среднее число транзитных участков Потери % о Среднее число* транзитных участков
0 14,0 3,12 1,4 1,96 1,6 1,01 1,7
23 78,7 4,37 1.5- 2,58 1,7 1,33 -1,9
13 46 249 6,87 1.6 3,86 2,1 2,06 2,3
77 637 12,3 1,9 7,28 2,8 3,12 з.з
100 оа 15,2 2,5 7,51 3,8 3,88 4.4
0 14,1 7,1 1.7 5,25 2,4 3,5 2,8
21 50 356 12,3 1,9 9,5 3,1 5,85 3,9
100 со 19,6 2,7 14,4 4,8 9,75 5.9
0 14 3.33 0,8 2,86 1,2 2,4 1.3
60 25 147 4,43 0,9 3,74 1,4 3,21 1.7
50 403 6,82 1.2 5,56 2,0 4,56 2.5
75 100 696 со 10,2 13,1 1.4 &о 8,6 4,6 6,6 8,6 3,5 4,6
100 0 20.0 22.5 1,9 26 3.9 27,5 5,0
50- 100 445 со 26,5 39,4 2,0 7,0 39,5 5,4 32,9 44,0 6,1 7,8
личном количестве поврежденных пучков и линий в одном
пучке -представлены в табл. 5.3. Приведенные данные показы-
вают, что-:
— при наличии поврежденных линий в каком-либо из направ-
лений при отсутствии обходных (путей потери на «сети резко воз-
растают -или приводят -к полному (прекращению связи в рассмат-
риваемом -натр явлении;
— при наличии обходных направлений или динамического уп-
равления повреждение линий, включая повреждение всех соедини-
тельных линий в' одном направлении, не приводит к ощутимому
увеличению потерь;
— динамическое управление при повреждении линий в одном
направлении (локальные перегрузки) во всех случаях наиболее эф-
фективно по сравнению со статическим управлением, для пучков
до 60 линий в одном направлении при динамическом управлении
потери 'по сети не превышают -расчетных (потерь без обходов.
Так, для 'надежной сети связи без обходов при V = 13 линий
расчетные потери составляют 14%о, а при динамическом управле-
нии при повреждении .всех линий одного (пучка потери не превы-
шают 4 % о.
В таблице 5.4 приведены результаты моделирования сетей раз-
личной, емкости .при наличии поврежденных линий (перегрузок) в
направлениях, рассредоточенных по различным АТС сети.
В таблице 5.5 даны результаты моделирования сетей различной
емкости при наличии поврежденных линий (перегрузок) в направ-
лениях,, сосредоточенных <на одной АТС.
Анализ результатов моделирования, приведенных в табл. 5.4 и
5.5, показывает, что увеличение потерь в случае повреждения ли-
ний (перегрузок), сосредоточенных в одном коммутационном узле,
значительно" больше по сравнению с потерями, при повреждении
линий, находящихся в разных узлах коммутации. Например, при
наличии трех поврежденных направлений, рассредоточенных на
сети из четырех АТС, при динамическом управлении потери увели-
чиваются от 1 до I84D/oo, а >в «случае (повреждения трех направле-
-ний такой же емкости, «сосредоточенных1-и а одной АТС, потери уве-
личиваются от 1 до 25°/оо.
В таблице 5.'6 даны результаты моделирования однородной сети
.с восемью АТС при наличии общесетевых перегрузок. Анализ ре-
зультатов моделирования сетей с общесетевыми перегрузками по-
казывает, что
— общесетевые перегрузки приводят к значительному увеличе-
нию -потерь (при статическом управлении;
— при .наличии общесетевых перегрузок до 40% динамическое
управление является более эффективным по сравнению со стати-
ческим.
Таким образом, по результатам 'моделирования ГТС можно
/сделать -общий вывод, что дина-ми ческое управление три .местных
85
Таблица 5.4
Характеристи- ка сети Емкость пучков (число ка- налов) Мнело повреж- денных направ- лений, рассре- доточенных по сети Процент пов- режденных ли- ний в направ- лении К Статика Динамика
1 обход 2 обхода 4 обхода Потерн Ко Среднее число тран- зитных участков
Потери Ко Среднее число транзитных участков Потери К 0 Среднее число транзитных участков Потери К о Среднее число транзитных участков
Однородная
4 АТС 13 3 г 0 3,67 1,5 2,5 1,7 — — 1,02 1,9
100 167 — 181,9 — — — 184,43 —
Однородная 13 3 0 3,12 1,4 — 1,96 1,6 1,01 1,7
8 АТС 50 11,2 2,4 — — 7,16 3,1 3,69 3,6
100 43,56 4,5 — — 22,15 8,2 11,61 9,8
Однородная 13 8 0 6,4 1,2 4,24 1,6 3,075 1,7
24 АТС 25 7,08 1,3 • — — 4,78 1,7 3,52 1,8
100 18,09 1,9 — — 12,2 3,1 5,73 3,5
Неоднород- от 60 3 0 1,57 1,7 — — 1,65 2.8 1,60 3,1
ная 8 АТС до 136 100 6,35 4,8 — — 5,11 9,5 5,75 10,4
Характеристи- ка сети Емкость пучков (число ка- налов) Число повреж- денных направ- лений на 1 АТС Процент пов- режденных ли- ний в направ- лении Потерн о обход Среднее число транзитных участков
Однородная 4 АТС 13 3 0 100 3,67 251 1,5 1.6
Однородная 8 АТС 13 3 0 50 100 3,12 17,17 57,1 1,4 1,8 1,2
Однородная 24 АТС 13 8 0 25 100 6,4 8,46 20,44 1,2 1,2 1,2
Неоднород- ная 8 АТС от 60 до 136 3 0 100 1,57 7,04 1,7 1,8
Статика Динамика
2 обхода 4 обхода Потерн %0 Среднее число тран- зитных участков
Потери 9о о Среднее число транзитных участков Потерн Среднее число транзитных участков
2,5 1.7 — — 1,02 1,9
251 1,67 — 252,7 1.2
— — 1,96 1,6 1,01 1,7
— — 8,8 3,5 3,94 4,2
— — 33,6 6,2 14,63 9,4
— — 4,24 1,6 3,075 1.7
— — 6,14 1,6 3,77 2,0
— — 19,18 1,4 8,59 4.1
— — 1,65 2,8 1,60 3,1
— — 7,02' 6,8 7,21
Характеристика сети ’чка ало») бщесе- «грузки Статика Динамика
1 обход 4 обхода Потери Среднее число тран- зитных участке в
с ®: о- Потери Среднее число транзитных участков Потеру % о Среднее число транзитных участков
Емкость (число к Процент тевоЙ п « _
Однородная 8 АТС 13 0 3,12 1,958 1,6 1,01 1.7
25 35,05 4.0 30,40 6,7 23,34 9,0
50 102,09 5,6 109,33 12,2 113,37 18,5
75 177 6,5 203 16 216 22
100 248,75 . 7,1 285 18 300 24
и •рассредоточенных шерегрузках во всех -случаях эффективнее ста-
тического управления с обходами, три 'Общесете1вых '.перегрузках
до 40% -введение динамического управления «и увеличение числа
обходов {приводит к улучшению качества обслуживания вызовов
по сравнению со статическим управлением <с одним обходом.
Глава
Программное управление
6.1 Принципы построения управляющих устройств
В большинстве существующих систем распределе-
ния информации, к «которым, в первую очередь, относятся сети меж-
дугородных, сельских н городских автоматических станций, управ-
ляющие устройства У У -достаточно «просты. Например, управляю-
щие устройства искателей декадно-шаговых АТС (75] включают не
более 10—12 реле. Поэтому УУ не расчленены на отдельные функ-
циональные блоки, а представляют собой единое устройство. Одна-
ко с внедрением координатных АТС, имеющих значительно боль-
шую централизацию оборудования управления, сложность управ-
ляющих устройств значительно возросла. Например, один из основ
ных управляющих устройств небольшой координатной телефонной
подстанции на 100 номеров — маркер, содержит уже 40 реле, а
число реле в маркерах город-
ских координатных АТС боль-
шой емкости составляет не-
сколько сот. В связи с этим
маркеры строятся по блочному
принципу с рассредоточенными
функциональными связями
(рис. 6.1).
Для осуществления своих
функций УУ узла коммутации
должно иметь соответствую-
щее число функциональных
блоков ФБ, каждый из «кото-
рых выполняет определенную pJIC
операцию или группу опера-
ций три установлении соедине-
ния, т. е. те или иные акты алгоритма функционирования УУ. Что-
бы УУ реализовало тот или мной алгоритм, между ФБ должны
быть функциональные связи C,j, определяющие в соответствии с-
заданным алгоритмом функционирования порядок работы ФБ в
процессе установления соединения. Для изменения порядка рабо-
6—90
16b
ты ФБ УУ требуется изменить функциональные связи. В некото-
рых УУ такое изменение можно осуществить при помощи кросси-
ровок.
При внедрении электроники в управляющие устройства систем
распределения информации возникла необходимость еще в боль-
шей централизации функций управления. Особое внимание стало
уделяться блочному принципу построения управляющих устройств
с концентрированными функциональными связями (рис. 6.2), т. е.
программному управлению.
Для программных У У ха-
рактерно отсутствие функ-
циональных связей между
отдельными ФБ и наличие
одного центрального блока
управления ЦБУ, в который
от ФБ поступает осведоми-
тельная информация (ин-
формация об окончании ра-
боты блока, наличии или
отсутствии, свободных путей
и т. in.), а от ЦБу к ФБ —
управляющая информация.
В таких У У порядок работы
ФБ определяется выдавае-
мой из ЦБУ управляющей
информацией в зависимости от поступающей в ЦБУ из ФБ освобо-
дительной информации и алгоритма функционирования, который в
этом случае представлен в виде программы (т. е. последователь-
ности команд), хранящейся в ЦБУ.
В зависимости от способа хранения программы в ЦБУ разли-
чают три типа программных У У; с аппаратной реализацией про-
граммы; с хранением программы в постоянных (или полупостоян-
ных)'запоминающих устройствах ПЗУ и с хранением программы в
оперативном запоминающем устройстве ОЗУ. Первый тип програм-
мных УУ иногда называют У У с замонтированной программой, а
второй — с записанной (или. накопленной) программой.
При аппаратной реализации программы все ЦБУ, включая блок
для хранения программы, представляются в виде блока микропро-
граммного управления. В этом случае говорят, что алгоритм функ-
ционирования представляется в виде микропрограммы. Аппаратная
реализация ЦБУ вместе с программами наиболее целесообразна на
узлах коммутации малой емкости. На УК большой и средней емко-
сти применяется программное УУ, в котором программа хранится
в ПЗУ или ОЗУ.
Применение ПЗУ и особенно ОЗУ для хранения программ по-
зволяет, во-первых, обеспечить замену программ во время эксплуа-
тации, что существенно повышает функциональную гибкость про-
граммного УУ. Необходимость замены программы возникает паи-
162
более часто при опытной эксплуатации или в начальный -период
эксплуатации системы. Кроме того, при наличии ОЗУ не нужно
все контрольные и тестовые программы хранить постоянно в нем.
Последние обычно могут находиться в долговременных ЗУ (ДЗУ)
типа магнитных лент и дисков и вызываться в ОЗУ по мере на-
добности. Хранение в ПЗУ и ОЗУ программ работы позволяет,
во-вторых, сделать программные УУ универсальными, пригодными
для широкого диапазона емкостей н назначения.
Такие универсальные У У получили название электронных уп-
равляющих машин (ЭУМ), так как их архитектура очень близка к
архитектуре универсальных ЭВМ. Вместе с тем ЭУМ несравненно
более сложны, чем программные У У при аппаратной реализации.
В связи с этим УК с программным управлением, на которых ис-
пользуется ЭУМ, экономически способны конкурировать с маркер-
ными УК, начиная с емкости 2 тыс. и более номеров.
Для уменьшения стоимости и повышения быстродействия ЭУМ
часть программ, не требующих частой замены, например, основные
программы по обслуживанию вызовов, могут храниться в ПЗУ, а
другая часть, например, контрольные программы, — в ОЗУ. Кроме
того, некоторые программы могут быть реализованы аппаратно.
Так, по аналогии с новейшими ЭВМ (91] аппаратно может быть
реализована программ а-диспетчер, обеспечивающая работу ЭУМ
в многопрограммном режиме [47, 50].
В программном УУ, включая и ЭУМ, все ФБ можно распреде-
лить на две группы. К первой группе относятся ФБ, в которых
проверяются какие-либо условия. Эти ФБ, называемые логически-
ми ФБ (ЛФБ), после завершения работы передают сигнал о зна-
чении проверяемого условия е ЦБУ. В 'качестве ЛФБ можно рас-
сматривать, например, сканер, отыскивающий линию вызывающе-
го абонента, илн блок, осуществляющий поиск свободного проме-
жуточного шнура в многозвенной схеме коммутации. В дальней-
шем, Для простоты, будем считать, что ЛФБ вырабатывают инфор-
мацию лишь о выполнении (р?=1) или невыполнении (pi=0) про-
веряемого этим ЛФБг условия pi. Обычно ЛФБ включаются сиг-
налом из ЦБУ. Могут также применяться ЛФБ, непрерывно конт-
ролирующие проверяемый ими параметр. Однако всегда будем
предполагать, что осведомительная информация от ЛФБ в ЦБУ
может поступитц лишь по запросу из ЦБУ. Таким образом, ЦБУ
управляющим сигналом включает ЛФБ или запрашивает значение
параметра’ постоянно проверяемого ЛФБ.
Ко второй группе ФБ — операторным ФБ (ОФБ) — относятся
все остальные ФБ, выполняющие те или иные операции по обслу-
живанию вызова. К ОФБ относятся кодовые приемники и пере-
датчики, регистр, блок включения элементов точек коммутации
(маркер) и т. п. В качестве ОФБ может рассматриваться простой
электронный клапан, открывающий под воздействием сигнала из
ЦБУ путь для передачи информации из какого-либо блока УУ в
другой блок (например, кода номера вызываемого абонента из
6* и 63
приемника в ОЗУ). После выполнения соответствующей операции
от операторных ФБ в ЦБУ может передаваться осведомительная
информация.
В качестве ЛФБ и ОФБ могут использоваться устройства,
имеющие как моноблочную, так и сложную блочную структуру. В
последнем случае программное УУ обладает сложной иерархичес-
кой структурой. Например, в качестве ФБ можно рассматривать
простые, но имеющие блочную структуру УУ концентраторы, уп-
равляемые ЭУМ опорной АТС, а всю систему управления сети та-
ких концентраторов — как иерархическую систему.
В реальных программных У У и особенно в ЭУМ ряд ФБ объе-
диняют в один блок, реализующий несколько операций. Так, в
ЭУМ, как и в универсальных ЭВМ, часто применяют сумматор, вы-
полняющий арифметические и логические операции. Такой ФБ име-
ет несколько входов, каждое состояние которых сопоставляется с
одной нз операций, выполняемой в объединенных ФБ.
В программном управляющем устройстве ЦБУ вырабатывает
сигнал включения очередного ФБ после того, как закончит работу
предыдущий ФБ. В зависимости от способа получения центральным
блоком управления сигнала об окончании работы ФБ различают
асинхронный и синхронный режимы работы программного УУ. При
.асинхронном режиме сигнал в ЦБУ об окончании работы каждого
ФБ поступает непосредственно от ФБ, при этом от ОФБ поступает
юдин сигнал об окончании его работы, а от ЛФБ — два сигнала
(сигналы об-испишем или ложном значения проверяемого условия).
Синхронный режим работы программного У У характеризуется тем,
что в ЦБУ сигнал об окончании работы ОФБ п один из сигналов
от ЛФБ имитируется тактовым генератором ТГ, частота которого
выбирается такой, что любой ФБ успевает закончить свою работу
до появления очередного импульса от ТГ.
В связи с тем, что продолжительность работы одного ФБ может
существенно отличаться от продолжительности работы другого,
быстродействие У У при синхронном режиме определяется наибо-
лее медленно действующим ФБ. Для повышения быстродействия
УУ частота ТГ может выбираться на основании продолжительности
работы большинства ФБ. На время выполнения операции ФБ, про-
должительность работы которого превышает продолжительность
.выбранного такта, тактовый генератор отключается от ЦБУ до по-
лучения сигнала от ФБ об окончании его работы или' на преду-
смотренное заранее время. Примером такой реализации ЦБУ мо-
жет служить ЦБУ, описанное в [40].
Максимальное быстродействие при выбранных элементах дает
«•асинхронный режим работы в сочетании с оптимальной програм-
мой. Вместе с тем при асинхронном режиме требуется получение
ЦБУ сигналов от всех ФБ об окончании их работы, что может при-
вести к усложнению ЦБУ и ФБ. Следует, однако, заметить, что
..как при асинхронном, так я при синхронном режимах, использо-
вание ЦБУ остается достаточно низким, так как при управлении
$164
медленно действующим ФБ (МФБ) центральный блок управления
не может приступить к управлению следующим ФБ, так как про-
граммным УУ в процессе установления соединения последователь-
ность работы ФБ может выполняться непрерывно до тех пор, пока
Устанадлибаемые
соединения
t
Вис. 6.3
обслуживание вызова не будет закончено *) (рис. 6.3). После этого
начнется обслуживание аторого вызова и т. д.
Устранить этот недостаток позволяет многопрограммное уп-
равление. При многопрограммном управлении ЦБУ обслуживает
один вызов до тех пор, пока пе встретится операция, выполняемая
МФБ. Тогда ЦБУ включает данный МФБ и переходит к обслужи-
ванию следующего вызова. После включения МФБ ЦБУ каким-ли-
бо образом отмечает момент прерывания установления данного
соединения с тем, чтобы при возвращении к его обслуживанию
ЦБУ смогло продолжить установление соединения. При .возобновле-
нии обслуживания прерванного соединения вначале определяется
момент прерывания (этап установления соединения), после чего на-
чинается установление соединения, если к этому времени соответст-
вующий МФБ закончил работу. В противном случае ЦБУ перейдет
к установлению другого соединения. Таким образом, процесс уста-
новления соединения прерывается столько раз, сколько «раз «необ-
ходимо включить МФБ для выполнения этого процесса.
Обслуживание ЦБУ других вызовов происходит аналогично,
причем каждый из вызовов может обслуживаться как по одной и
той же программе, так и по различным. Например, ЦБУ одновре-
менно может обслуживать вызовы от абонентов разных категорий,
одновременно управлять установлениями входящих, транзитных и
исходящих соединений и т. д.
Обозначив сигнал, включающий МФБи через Ci, операцию по
проверке наличия прерывания соединения иа i-м этапе (включе-
ния МФБг) через с, (Ci=l, если в момент прерывания включается
*) Для простоты будем считать, что один ФБ выполняет одну операцию н
каждая операция в процессе установления соединения не повторяется.
МФ Bi, a Cj='O если ;в этот момент прерывания включается другой
блок), а операцию ЦБУ по проверке окончания работы МФБ че-
рез Qi (при этом если МФБ* закончил работу, а <?£=0 — в
противном случае), процесс установления соединений при много-
программном управлении можно представить так, как это изобра-
жено на рис. 6.4. На этом рисунке автономная работа МФБ пока-
зана пунктиром, а совокупность проверок с* — через \ из ко-
£~0
торой только одни = Проверка с0 необходима перед началом
установления нового соединения, когда прерываний еще не было.
После включения сигналом Сз медленно действующего ФБ*
(рис. 6.5) ЦБУ переходит к обслуживанию второго соединения
п-е
соед
2-е
соеВ.
сееЗ
[zct |те,| __________________J
I । I MWit
I
|zc,-1 и, k, | ! I | ?,|йь|
Ie, i^, । c, j |k< i g,~r з
Рис. 6.5
и т. д. до тех пор, пока не прервет обслуживание и-го соединения.
Если »В'Се ЦБУ может обслуживать не 'более п соединений, то пос-
ле прерывания обслуживания «-го соединения ЦБУ возвратится к
обслуживанию первого соединения и т. д.
Перед началом обслуживания /-го соединения производится
проверка Sc{. Если при этом обслуживание /-го соединения еще не
166
производилось, то из всех с. только с0=1. При Сс=1 ЦБУ начинает
обслуживать поступивший /-й вызов. Если j-й вызов уже обслужи-
вался, то из всех с тримет единичное значение Ci, которое соответ-
ствует МФБЬ включенному -из ЦБу сигналом С< в момент послед-
него прерывания обслуживания этого соединения. При с,= 1 начи-
нается проверка значения qi. Если 1, то ЦБУ продолжит обслу-
живание этого соединения. Например, при возвращении к обслужи-
ванию первого соединения из всех с принимает единичное значение
с3. Поэтому после проверок Sc< начинается проверка qs, а затем
продолжается обслуживание первого соединения, таккак^зв1-
Если к моменту проверок 2 с,- соответствующий МФБ не успел еще
закончить свою работу, как это показано на рис. 6.5 для первого
соединения, то ЦБУ после проверки Sc?i и q^ переходит к обслужи-
ванию следующего соединения и т. д.
Для хранения информации о моменте прерывания того или ино-
го соединения, а также о завершении работы МФБ в ЦБУ много-
программного У У применяется оперативное запоминающее уст-
ройство ОЗУ. Информация о прерываемых соединениях хранится
в ОЗУ в отдельном массиве, число ячеек которого равно макси-
мально допустимому числу одновременно устанавливаемых соеди-
нений на УК. При этом для каждого устанавливаемого соединения
отводится одна ячейка ОЗУ, состоящая из трех секций («рис. 6.6).
I секция Я секция секция
-Рис. 6.6
В первой секции ячейки хранится информация о прерываемых
этапах, т. е. о включении тех или иных МФБ. Число разрядов пер-
вой секции на единицу больше числа I допустимых прерываний
одного соединения, т. е. 1+1.
После окончательного завершения обслуживания вызова сигна-
лов Ak ЦБУ стирает единицы «в «разрядах С], ...» ы л записывает еди-
ницу в разряде Со, что означает освобождение данной ячейки.
Во второй секции хранится информация о завершении работы
того или иного МФБ. При этом единица записывается в тот разряд,
который соответствует закончившему работу МФБ, занятому в
данном соединении. Информация в этой секции стирается также
сигналом Ль. Единица в какой-либо разряд ячейки секции записы-
вается под управлением соответствующего МФБ. Отметим, что вто-
рая секция ячейки может отсутствовать. Тогда сигналы об оконча-
нии работы МФБ ЦБУ может получать непосредственно, обраща-
ясь к соответствующему МФБ. Такой способ обычно применяется
на малой емкости.
В третьей секции ячейки ОЗУ хранится информация о номерах
приборов и функциональных блоков, занятых в данный момент ус-
тановлением соответствующего соединения. Так, в третьей секции
хранится информация о номере МФБ, который включен при послед-
нем прерывании обслуживания данного соединения, если в У У
имеется несколько однотипных МФБ. Например, в третьей секции
должны быть записаны номера ’пересчетчн'ка, приемопередатчи-
ка, если на УК их несколько. Кроме того, .в третьей секции
записывается номер входа, по которому .поступил ’вызов, номер
направления, .в ’котором должно быть установлено соедине-
ние, и т. п.
В процессе работы многопрограммного УУ ЦБУ осуществляет
переход от одной ячейки к другой. Для этого существует устрой-
ство управления 03У (УУ ОЗУ), которое .включает распределитель,
позволяющий обращаться к той или иной ячейке (рис. 6.7). При
обращении УУ ОЗУ к i-n
ячейке из нее •информация
считывается в регистр ОЗУ,
где опа подвергается анали-
зу и переработке в соответ-
ствии с программой обслу-
Рис. 6.7
ЦоУиФБ
живания.
Вначале проверяется за-
нятость ячейки. Если ячейка
свободна (Со=1), то проис-
ходит обращение к ФБ,
осуществляющему поиск и
фиксацию поступивших вы-
зовов, т. е. к опознавателю.
Если новых вызовов пет, то
информация в регистр ОЗУ
•передается из -следующей
ячейки ОЗУ. Если имеются
новые вызовы, то в соответ-
ствии с пропрам-мой ЦБУ 'приступает -к обслуживанию одного из по-
сту пивших на УК вызовов до тех пор, пока не возникает необходи-
мость включить МФБ. Во время обслуживания этого вызова в со-
ответствующие разряды регистра ОЗУ будет записываться вся не-
обходимая информация о номере входа, по которому поступил вы-
зов, о номерах приборов, подключенных к этому входу, и т. д.).
После включения МФБ в регистр ОЗУ запишется номер включен-
ного МФБ и сведения об этапе прерывания. Затем под воздействи-
ем сигнала из ЦБУ информация из регистра ОЗУ перепишется в
соответствующую ячейку ОЗУ, а в регистр ОЗУ передается инфор-
мация из следующей ячейки ОЗУ. Если после передачи информа-
ции в регистр ОЗУ обнаружится, что соответствующая ячейка бы-
168
ла занята, т. е. в ней уже записана информация о прерванном ра-
нее соединении, то ЦБУ продолжит обслуживание соединения и при
включении очередного МФБ перешлет переработанную информа-
цию из регистра ОЗУ в соответствующую ячейку.
В этом случае, когда 'обслуживание того или иного 'соединения
окончательно завершается, регистр ОЗУ очищается, т. е. во все
разряды, кроме разряда с0 записываются нули, а в разряд с0 —
единица, и эта информация записывается в соответствующую ячей-
ку, что означает ее освобождение.
Программа обслуживания вызова может прерываться не только
после включения МФБ. Обслуживание вызова должно быть пре-
рвано также при возникновении какого-либо повреждения. В этом
случае основная программа обслуживания (называемая рабочей
программой) прерывается и включается тестовая программа поис-
ка повреждения. После окончания выполнения тестовой программы
вновь включается основная программа обслуживания. Часто гово-
рят, что имеется два уровня прерывания. Рабочие программы от-
носятся к основному первому уровню, а тестовая программа поис-
ка повреждений — к более высокому — второму уровню прерыва-
ния.
Все рабочие программы также делятся па несколько уровней
прерывания. Те рабочие программы, -которые обслуживают вызовы
от абонентов более высоких категорий, могут иметь уровень преры-
вания более высокий, чем другие рабочие программы. Программа,
реализующая операции по динамическому управлению распределе-
нием информации .в децентрализованной системе управления
(«прием и передача информации о рельефах, шереформироваиим
рельефа и т. п.) также может иметь специальный уровень преры-
вания.
Во время отсутствия вызовов, когда не выполняются какие-либо
рабочие программы, тестовые программы по поиску повреждений,
программы динамического управления и другие основные програм-
мы, ЭУМ может выполнять операции по профилактической провер-
ке аппаратуры УК- Программам профилактической проверки отво-
дится нулевой уровень прерывания. Всего в современных ЭУМ бы-
вает 10—12 уровней прерывания. Для управления включением тех
нлн иных рабочих программ и их прерывания имеется программа-
диспетчер
Кроме указанных выше данных об этапе установления соедине-
ния в момент прерывания, в ОЗУ могут храниться промежуточные
данные, вырабатываемые отдельными ФБ, а также другая служеб-
ная информация, поступающая в УК по линиям от абонента нлн
от других УК- Например, в ОЗУ может запоминаться весь номер
вызываемого абонента или часть этого номера. Такой вид ОЗУ
часто называют ОЗУ данных.
Структурная схема программного У У представлена на рис. 6.8,
где сплошными линиями указаны цепи передачи управляющей и
осведомительной информации, а пунктирными — цепи передачи
вспомогательной информации, например, промежуточных величин.
ЦБУ имеет вход К, по которому поступает информация от УУС.
По сигналу, поступившему по входу К, ЦБУ может изменить ре-
жим обслуживания абонентов. Например, по сигналу из УУС пу-
тем замены программы установления соединений, обеспечивающей
право абонентов низших категорий устанавливать исходящие сое?
ме. 6.8
динеин я, на программу, ие до-
пускающую установления та-
ких соединений, может быть
снижена исходящая нагрузка
от данного УК. Путем замены
программ по сигналу и а входе
R могут изменяться услуги,
предоставляемые абоненту в
те или иные часы суток, дни,
периоды года и т. п.
Следует заметить, что в
программных У У с аппаратной
реализацией замены програм-
мы допустима в пределах хра-
нящегося в ЦБУ набора про-
грамм. При необходимости замены некоторых программ этого на-
бора на новые, или дополнительном введении новых программ, дол-
жно быть заменено 1.1 БУ или его часть. В том случае, когда необ-
ходимость в смене программы возникает достаточно часто, для
хранения программ должно быть использовано ОЗУ. Через вход К
в ЦБУ могут передаваться и другие команды от эксплуатационно-
го персонала. Для формирования и ввода команд в ЦБУ на узле
коммутации устанавливается пульт управления, аналогичный пуль-
ту управления ЭВМ. Для удобства обслуживающего персонала на
этом шульте может устанавливаться .мнемосхема, отображающая
функционирование ’основных узлов и блоков УК.
6.2. Программные управляющие устройства
Упрощенная структурная схема УК с, программным
управлением прн использовании ЭУМ изображена на рис. 6.9. Для
согласования работы ЭУМ с элементами коммутационной схемы
КС устанавливаются промежуточные (или периферийные) устрой-
ства ПУ. В качестве ПУ обычно используются МФБ, реализующие
медленно действующие операции (например, операцию по вклю-
чению элементов коммутационного поля типа герконов), операции,,
выполнение которых зависит от действий абонента (например,,
прием знаков номера вызываемого абонента), операции по приему
(передаче) сигналов взаимодействия от других УК (к другим УК)
и <т. ш. МФБ 'Могут ’находиться и в самой ЭУМ, например для связи
с ПУ и различными вводиыми-выводными ВВ устройствами. Связь
обслуживающего персонала с ЭУМ 'осуществляется через пульт уп-
170
равлеипя П и вводи ые-выводные устройства. Для сокращения чис-
ла flipоводов связь между ЭУМ и ПУ производится череЬ шиты
ЭУМ предъявляются высокие требования надежности их рабо-
ты. По данным иностранных фирм суммарное время простоя ЭУМ,
приводящее к нарушению работы УК, не должно превышать одно-*
Ряс. 6.9 Р-не. 6.10
го-двух часов за 40 лет. В связи с этим для обеспечения такой вы-
сокой надежности программного У У применяются специальные
меры.
Для обеспечения высокой надежности промежуточного оборудо-
вания и сокращения «протяженности внутристаяционного кабеля,
соединяющего элементы коммутационной системы с МФБ, все' ПУ
делятся на блоки. Каждый блок ПУ включает однотипный набор
МФБ и других устройств ПУ. При такой децентрализации ПУ вы-
ход из строя одного нз блоков ПУ или содержащихся в нем МФБ
не нарушает работу всей системы.
Значительно более сложным является обеспечение высокой на-
дежности самой ЭУМ. Наиболее распространенным способом обес-
печения высокой надежности ЭУМ является установка двух машин,
работающих параллельно {рис. 6.10). Команда в ПУ передается
лишь в случае совпадения сигналов, вырабатываемых двумя ЭУМ
и сравниваемых в специальном сравнивающем устройстве СУ. При
несовпадении сигналов от ЭУМ! и ЭУМ2 процесс обслуживания
вызовов прерывается и начинаются тестовые испытания каждой из
ЭУМ по поиску повреждения. При обнаружении .повреждения ЭУМ,
в которой это повреждение найдено, отключается, и процесс об-
служивания вызовов продолжается одной исправной ЭУМ. Счита-
ется, что возникновение повреждении одновременно в двух- ЭУМ
весьма мало. Если при тестовых испытаниях повреждение не было
найдено (например, рассогласование в работе двух ЭУМ было вы-
звано каким-либо кратковременным отказом — сбоем), то после
выключения таких тестовых программ диспетчером вновь включа-
ются рабочие -программы, и иродолжается обслуживание вызовов
двумя ЭУМ.
Сигналы в СУ могут сравниваться не только на уровне команд
в ПУ (макросинхровиза-ция двух ЭУМ). В СУ может производить-
ся также сравнение сигналов от двух ЭУМ на уровне микротактов
работы ЭУМ (микросинхронпзация). Очевидно, микросинхронн-
зация обеспечивает более высокую надежность работы програм-
много УУ, но оно при этом становится более сложным.
В связи с тем, что ЭУМ имеет блочный принцип построения
(в частности, ЗУ программ и ЗУ данных выполняются в виде от-
дельных блоков), целесообразно при возникновении повреждения
иметь возможность выключить из работы не всю ЭУМ, а лишь тот
ее блок, в котором возникло повреждение. Так, достаточно просто
реализуется отключение неисправного блока ЗУ или неисправного
процессора, под которым понимают ЦБУ вместе с основными ФБ
(например, арифметическим устройством).
Структурная схема такого программного УУ с СУ изображена
на рис. 6.11. При отсутствии повреждений процессор Пру имеет
связь со своими ЗУ: ЗУ данных — ЗУ Ду. п ЗУ программ — ЗУПуу
а процессор Пр2 — со
своими ЗУДг и ЗУ/А, т. е.
при отсутствии поврежде-
ний программное УУ ор-
ганизуется по схеме (рис.
6.10). При возникновении
повреждений один пз про-
цессоров, пусть Прь от-
ключается, а его блоки
ЗУД^ и ЗУ/Ji подключа-
ются к Пр2. Аналогично
при возникновении по-
вреждения в одном из
Рис. б.п блоков ЗУ, пусть ЗУ Ду
(ЗУПу), оно отключается,
a Hpi подключается к ЗУД2 (ЗУП2). В этом случае при небольшом
усложнении ЭУМ за счет введения .резервных каналов связи Пру
(Пр2) с ЗУД2 и ЗУП2 (ЗУДу—ЗУ Пу) значительно повышается на-
дежность работы всего программного УУ. Для повышения надеж-
ности производится также поблочное резервирование, например,
используются дублированные ЗУ. По такому принципу построены
программные У У большинства экспериментальных и коммерческих
АТС, «например, ESS-1 [73], ДЕХ-2 $73], АКЕ-12 [101] и А-210 (ЮЗ].
Одним из перспективных принципов построения программных
УУ высокой производительности для АТС и, особенно, транзитных
УД большой емкости является многопроцессорный принцип по-
строения ЭУМ {рис. 6.12).
В такой ЭУМ имеете? п процессоров, каждый из которых мо-
жет представлять собой двухпроцессорную ЭУМ. Например, в
шведской системе АКЕ-13 [101] в многопроцессорной ЭУМ APZ-130
в качестве процессора применена ЭУМ APZ-110 для АТС системы
АКЕ-12 [101].
В многопроцессорной ЭУМ ЗУ данных являются общими для
всех п процессоров, т. е. каждый нз процессоров может подклю-
читься к любому нз т блоков ЗУ данных и к любому каналу пе-
редачи для связи с коммутационной системой и В В При этом
Рис. «.12
устройство связи с внешним оборудованием может записать ин-
формацию по специальному каналу (на рис. 6.12 показано пунк-
тиром) без участия процессора. Такая организация ЭУМ позво-
ляет обеспечить высокую надежность работы в сочетании с высо-
кой производительностью ЭУМ. Действительно, наличие п одно-
типных процессоров позволяет параллельно выполнять п рабочих
программ, а их взаимозаменяемость обеспечивает высокую гиб-
кость и надежность системы. Могут быть различные режимы ра-
боты такой многопроцессорной ЭУМ.
Первым основным режимом является работа процессоров с
разделением источников «нагрузки, при котором многопроцессор-
ная ЭУМ представляется как бы состоящей из нескольких ЭУМ,
обслуживающих отдельные блоки коммутвционной системы, т. е.
-каждый процессор соединяется с одним (для надежности дубли-
рованным) или несколькими блоками ЗУ данных, каждый из ко-
торых сопоставляется с какой-либо одной группой абонентских
или соединительных линии. При возникновении повреждений в ка-
ком-либо процессоре структура связей процессоров и ЗУ изменяет-
ся. В частности, при возникновении повреждения в одном процес-
соре, вызовы от абонентов данной группы обслуживает один из
оставшихся исправных процессоров.
Вторым основным -режимом «работы многопроцессорной ЭУМ
является режим разделения нагрузки, когда процессоры закрепля-
ются за блоками ЗУ данных только на время обслуживания вы-
зова, т. е. очередной вызов обслуживается от начала до конца
одним из свободных в данный момент процессоров. Если свобод-
ных процессоров в момент возникновения вызова нет, то этот вы-
зов ставится на ожидание освобождения одного из процессоров.
Третьим основным «режимом работы многопроцессорной ЭУМ
является режим, при котором процессор соединяется с блоком ЗУ
данных лишь на время выполнения одного этапа установления
соединения, т. е. лишь па время выполнения одной рабочей про-
граммы. При данном режиме работы максимально реализуется
одна из основных особенностей многопроцессорной ЭУМ — ее
функциональная гибкость.
Среди процессоров могут быть выделены специализированные
процессоры, ориентированные на выполнение отдельных функций.
В частности, может быть процессор, обеспечивающий поиск вызо-
вов и их предварительную обработку. Для распределения работ
по процессорам в многопроцессорной ЭУМ, кроме программы-дис-‘
петчера, имеется программа-монитор, которая при появлении вы-
зова (или в случае третьего режима работы — окончания работы
МФБ} отыскивает свободный «процессор, соединяет его с ЗУ дан-
ных и включает его в работу. Если свободных процессоров нет,
то программа-монитор отыскивает процессор, занятый выполне-
нием рабочей программы с наименьшим приоритетом п включает
программу-диспетчер данного «процессора, «которая и «прервет вы-
полняемую рабочую программу с меныпим приоритетом. Следует
при этом заметить, что прерывающая программа сама, в свою
очередь, может быть прервана программой более высокого уров-
ня. В этом случае говорят, что первая из прерванных программ
находится на глубине прерывания 2, вторая — на глубине преры-
вания 1, а-выполняемая программа — на глубине прерывания 0.
Практически ранг прерывания может быть значительно больше
двух.
Если программа-монитор не может найти процессор, в котором
выполнялась бы рабочая программа более низкого уровня преры-
вания, чем та, которую требуется выполнить для обслуживания
появившегося вызова, то такой вызов ставится на ожидание. Про-
грамма-монитор во многопроцессорной ЭУМ, как и программа-
диспетчер, может быть реализована не только программно, т. е.
с ее хранением в ОЗУ или ПЗ'У, «но и аппаратно.
Возможен иной принцип построения программного УУ. (Бель-
гийская система 10-С.) В этой системе (рис. 6.13) отказались от
применения двух параллельно работающих ЭУМ по обслужива-
нию одного и того же вызова. В системе 10-С при возникновении
сигнала о вызове или сигнала об окончании работы МФБ в одном
174
из блоков периферийных устройств БПУ к этому БПУ подклю-
чается одна из двух ЭУМ, которая в данным момент свободна и
начинает выполнять одну из рабочих программ. Второй вызов
берется на обслуживание второй
граммное УУ работает по систе-
ме разделения нагрузки. Каждая
ЭУМ имеет свои индивидуальные
ЗУ программ и ЗУ данных, но
после выполнения рабочей про-
граммы все промежуточные дан-
ные через специальный канал
связи КС передаются от одной
ЭУМ к другой. Таким образом, в
каждой из ЭУМ хранится необ-
ходимая информация о всех вы-
зовах, обслуживаемых таким про-
граммным УУ. Поэтому при по-
ЭУМ и т. д., т. е. данное про-
вреждении одной из ЭУМ установление соединения может быть
продолжено второй. При этом все поступающие новые вызовы бу-
дут обслуживаться только одной ЭУМ. У ЭУМ1 и ЭУМ2 имеются
общие вводные-выводные устройства В В и общин пульт управ-
ления П.
Отказ от дублирования ЭУМ позволил существенно сократить
стоимость ЭУМ, что дало возможность сделать оконечную АТС
с таким 1П1рюг.рамм1Ны-м управлением экономичной, начиная с емко-
сти в 1000 номеров. Надо, однако, заметить, что при этом сни-
жается надежность системы управления. Опыт эксплуатации УК
с таким управлением (первая экспериментальная АТС системы
10-С была введена в эксплуатацию в 1967 г.) покажет возмож-
ность отказа от дублирования ЭУМ.
Обычно аппаратной реализацией ЦБУ вместе с ЗУ программ,
а также аппаратной реализацией программы-диспетчера и про-
граммы-монитора является их реализация в виде блока микро-
программного управления. При этом наиболее распространенной
схемой блока микропрограммного управления является схема,
предложенная Уилксом [50].
Структурная схема блока микропрограммного управления Б МУ
по схеме Уилкса упрощенно представлена на рис. 6.14. Эта схема
состоит из регистра микрокоманд РМК, дешифратора Д, матрицы
внешних микроопераций Mt, матрицы внутренних микроопераций
и матрицы формирования кода следующей микрокоманды Мэ.
Каждая внешняя микрооперация zAj является управляющим сиг-
налом к ОФБ{, а внутренняя zp. — управляющим сигналом к ЛФБР
проверяющим условие pj (при выполнении логического условия
Рз— 1 и отмечается знаком «+»; при невыполнении pj—O и отме-
чается знаком «—»}. На структурной схеме кружочком обозначена
схема запроса значения проверяемого ЛФБ$ логического условия
Рз. Выход дешифратора Д сопоставляется с микрокомандой, вы-
полняемой за один такт (работы автомата. Код каждой микро-
команды хранится в РМД. -Очевидно, число разрядов Р1Ш\ опре-
деляется числом микрокоманд. После выполнения микрокоманды
в М3 формируется <код следующей микрокоманды, который пере-
дается в РМК.
В ряде случаев в одну микрокоманду можно помещать несколь-
ко внешних микроопераций. Например, если для рассматриваемо-
го управляющего устройства ОФ2>1 и ОФБ% возможно включить
одновременно, то внешние микрооперации и zа, можно объ-
единить в одну группу, сопоставленную одной микрокоманде.
6.3. Способы записи алгоритмов функционирования
программных управляющих устройств
Алгоритм функционирования УУ — это точное пред-
писание о порядке выполнения управляющим устройством опера-
ций при установлении соединения на УК. Само понятие «алгорит-
ма» возникло не в автоматической электросвязи, и оно широко
используется в различных областях науки и техники. Еще в глу-
бокой древности математики строили алгоритмы для решения за-
дач определенного рода. Таковы, например, алгоритм Эвклида,
пользуясь (которым можно найти общий наибольший делитель
двух любых целых чисел, алгоритм •извлечения 'квадратного
корня, алгоритм решения системы уравнений с двумя неизвест-
ными и т. д.
В настоящее время создана теория алгоритмов. Один из круп-
нейших специалистов в области теории алгоритмов советский ма-
тематик А. А. Марков отмечает следующие характерные черты,
присущие любому алгоритму:
— наличие точного предписания, ие оставляющего места про-
изволу и в известном смысле общепонятного, — детерминирован-
ность алгоритма;
— приложимость алгоритма к изменяющимся в известных пре-
делах исходным данным — массовость алгоритма;
— направленность алгоритма на получение некоторого иско-
мого результата, в конце концов получаемого при надлежащих ис-
ходных данных, — результативность алгоритма.
Приведенное выше понятие алгоритма является чисто содер-
жательным. Используя это описательное определение, можно уста-
новить налично алгоритма, если он уже построен. Однако и а основе
этого расплывчатого определения невозможно доказать отсутст-
вие алгоритма, если его не удается отыскать. Для такого доказа-
тельства необходимо иметь строгое и четкое определение понятия
алгоритма, чтобы с ним можно было обращаться как с матема-
тическим объектом.
Было дано несколько определений, или, как еще говорят, уточ-
нений (понятия алгоритма. Все они в известном -смысле оказались
эквивалентными между собой. Одно из первых уточнений понятия
алгоритма было дано в 1936 г. английским математиком Тьюрин-
гом. Интересно при этом заметить, что определение алгоритма
Тыоринг дал в терминах автоматически протекающего процесса,
выполняемого машиной и состоящего из последовательности сле-
дующих друг за другом элементарных операций. В последующем
такая машина получила название машины Тьюринга.
В машинах Тьюринга процесс вычисления расчленен на ряд
элементарных неделимых шагов. Это позволяет сделать макси-
мально ярким и простым, но вместе с тем достаточно точным, опи-
сание самой логической структуры работы машины, что и дает
возможность использовать машину Тьюринга в качестве точного
определения алгоритма. При этом существует гипотеза, что для
любого алгоритма существует машина Тьюринга. Несуществова-
ние алгоритма для решения какого-то класса задач означает те-
перь, что не существует машины Тьюринга для решения этого
класса задач.
Основная гипотеза теории алгоритмов не подлежит доказатель-
ству, так как содержащееся в ее формулировке выражение «лю-
бой алгоритм» не является математическим объектом. Уверенность
в справедливости гипотезы основана, главным образом, на опыте.
Гипотеза иосит характер предсказания на будущее, состоящего
в том, что, какие бы правила для решения некоторого класса задач
ни были найдены, их можно будет перевести на точный язык ма-
шины Тьюринга. Следовательно, для каждого класса задач нужна
своя частная машина Тьюринга.
Молйно построить и универсальную машину Тьюринга, которая
могла бы -прочитать определенным образом любую закодированную
частную машину Тыорпнта. Универсальная машина Тьюринга
есть абстрактная модель 'современных универсальных ЭВМ, кото-
рые могут решить любую задачу «то заранее .введенной ® них прог-
рамме.
Понятие машины Тьюринга интересно, как уже отмечалось,
тем, что .в .нем понятие алгоритма уточняется в терминах общей
теории вычислительных машин. Таким образом, это уточнение мо-
жет считаться лишь косвенным и довольно сложным.
В 1951 г. А. А. Марков предложил другое уточнение понятия
алгоритма («нормальные алгоритмы» А. А. Маркова). В настоя-
щей книге -не будем останавливаться ла этих и других уточнениях
понятия алгоритма, -которые в основном попользуются в математи-
ке для доказательства несуществования алгоритмов, а рассмотрим
лишь -специальный формализованный язык описания структуры
алгоритмов — логические схемы алгоритмов (ЛСА). ЛСА были
разработаны .в 1952—1953 гг. советским математиком А. А. Ляпу-
новым для -целей программирования на ЭВМ. В дальнейшем они
широко начали попользоваться .в качестве языка задания алгорит-
мов функционирования программных управляющих устройств.
Задача (в том числе и задача управления), которую нужно ре-
шить, состоит в поиске алгоритма переработки — некоторой исход-
ной информации, т. е. в поиске порядка выполнения отдельных
операций, или, как говорят, актов алгоритма. Если алгоритм пере-
работки информации расчленить на какие-то акты, то логическая
схема алгоритма указывает состав актов и порядок выполнения
этих актов.
Некоторый функциональный блок управляющего устройства,
реализующий акт (или оператор) алгоритма, является оператор-
ным ФБ (ОФБ). Порядок выполнения операторов (нли порядок
выполнения актов) .может быть либо строго фиксированным, либо
зависящим от некоторых условий (логических функций-и перемен-
ных). Функциональный блок управляющего устройства, реализую-
щий проверку какого-либо условия (логического условия), от ко-
торого зависит порядок действия операторов, является логическим
ФБ (ЛФБ). В логической схеме алгоритма, обычно, операторы
обозначаются большими латинскими буквами А, В, С.... Если опе-
ратор зависит от параметров, то эти параметры ставятся в качест-
ве индексов — Air Aij, Aijk.Различные операторы могут обозна-
чаться различными буквами или одной и той же буквой с различ-
ными индексами.
Операторы с различными параметрами- выполняют однотипные
действия, но над разными частями исходных или промежуточных
данных, т- е. над разными Частями перерабатываемой информации..
Например, приумножении квадратных матриц необходимо отдель-
но умножать каждую строку одной матрицы на каждый столбец
другой, при этом умножение различных строк и столбцов произво-
178
дится аналогично. Поэтому операторы, реализующие умножение
различных строк и столбцов будут отличаться только параметра-
ми, указывающими какую строку и какой столбец необходимо в
данный момент перемножать, т. с. оператор Ац будет означать, что
необходимо i-ю строку умнож-пть на j-й столбец.
Последовательное выполнение операторов обозначается как ум-
ножение. Произведение АВС..., таким образом, означает, что внача-
ле выполняется оператор А, затем В. затем С и т. д.
Логические операторы (логические условия) обозначаются ма-
лыми латинскими буквами — р, q, г,.... Логические условия могут
зависеть от нескольких переменных. Логические условия, завися-
щие от функции п переменных, будем обозначать через
хп)]. Логические условия могут принимать только два
значения — выполняется проверяемое значение или нет. В зави-
симости от значения в данный момент логического условия опре-
деляется дальнейший порядок выполнения операторов и логичес-
ких условий. Тот оператор (то логическое условие), который (кото-
рое) следует выполнять после выполнения данного логического ус-
ловия, если оно приняло значение единицы, располагается справа
рядом от этого логического -условия. Если логическое условие при-
нимает нулевое значение, то какой оператор (или какое логичес-
кое условие) следует после этого выполнять указывает стрелка,
стоящая справа от этого логического условия:
Логические условия так же, как и операторы, могут зависеть от
параметров. Тогда обозначение логического условия будет
Р< [/(х,,..., х„)]‘- Pi![/(хъ..., х„)]“...
Операторы и логические условия являются членами логической
схемы алгоритма Л С А, которой называется выражение, составлен-
ное из операторов и логических условий, следующих друг за дру-
гом, и нумерованных стрелок, расставленных определенным обра-
зом.
Описание алгоритма при помощи логических схем есть первый
этап формализации алгоритма. Этому этапу предшествует содер-
жательное -описание' алгоритма. Логическая схема алгоритма до-
пускает -как формальное, так и содержательное преобразование
эквивалентности. В работах Ю. И. Янова [86] положено нача-
ло изучению и разработке методов преобразования схем алгорит-
мов.
В качестве примера рассмотрим упрощенный алгоритм установ-
ления соединения иа координатной 100-номерной телефонной под-
станции с программным управлением, разработанной на кафедре
телефонии МЭИС [39]. Функциональная схема подстанции изобра-
жена иа рис. 6.15. Схема групп’ооб|разо1ва-ния «имеет .два звена МКС
•на этапе исходящей связи и три эвена МКС на этапе «входящей
связи. Как и на любой телефонной подстанции, при снятии абонен-
том подстанции микротелефопной трубки его абонентская линия
подключается к одной из свободной соединительной линии (сл) к
районной АТС (РАТС). При отсутствии свободной сл или проме-
жуточных линий между звеньями А и В абоненту посылается
зуммер занятости.
Рас. 6.15
При входящей связи занимается регистр, который регистрирует
две -поеледкие -цифры абонентского номера. Таких (регистров «на
подстанции три. Когда один из регистров закончит регистрацию
двух последних знаков номера, начинается процесс установления
входящего соединения, заключающийся в том, что вначале прове-
ряется свободность вызываемого абонента, а затем свободность
промежуточных линий АВ и ВС. И если абонент свободен и есть
свободные промежуточные линии АВ и ВС, доступные вызываемо-
му абоненту, то входящая сл, по которой поступил вызов, соединя-
ется с абонентской линией вызываемого абонента. Установление
соединения осуществляется маркером М.
Зная те действия, которые должен произвести маркер, опреде-
лим операторы и логические условия описанного процесса установ-
ления соединения.
Ai — опознать вызывающего абонента; если вызывающих або-
нентов несколько, то выбрать одного из них (например, имеющего
наименьший номер);
Аг—послать абоненту сигнал «Занято»;
А$— установить соединение между вызывающим абонентом и
свободной исходящей сл;
As, — опознать регистр, закончивший регистрацию абонентско-
го номера; если таковых окажется два или три, то выбрать один из
них;
Ад — послать сигнал «Занято» вызывающему абоненту;
А6— выбрать свободные «промежуточные линии АВ -и ВС;
A^— установить соединение между входящей сл, по которой
поступил вызов, и вызываемой абонентской линией;
pi-—проверить наличие хотя бы одного вызывающего абонента:
f 1 — есть вызывающие абоненты,
pi= С
(О — нет вызывающих абонентов;
рэ. — проверить наличие свободных исходящих сл:
( 1 — свободные исходящие сл есть,
[О — нет свободных исходящих сл;
рз — проверить наличие свободных промежуточных линий .4В,
доступных рассматриваемому абоненту:
(1 — есть свободные промежуточные линии,
рз= {
( 0 — нет свободных промежуточных линии;
р4 — проверить наличие регистров, закончивших регистрацию
абонентского номера:
(1 — есть такие регистры,
О — нет таких регистров;
рй — проверка свободное™ промежуточных линий ВС, доступ-
ных свободным промежуточным линиям АВ:
(1 — есть свободные промежуточные линии,
О — нет свободных промежуточных линий;
Рй — проверка на занятость вызываемого абонента:
(I — абонент свободен,
О — абонент занят.
Одна из возможных логических схем алгоритма будет иметь
следующий вид:
р3|24з (й^А^р^А^р^рз^р^Ав
(6.1)
В ЛСА часто выделяют оператор Ао, символизирующий начало
выполнения алгоритма (оператор начала), и оператор Ак, симво-
лизирующий окончание работы алгоритма (оператор конца). По-
следний оператор часто заменяют точкой.
Кроме ЛСА, и а практике -используются и другие способы опи-
сания структуры алгоритма. Наиболее распространенными из них
являются матричные схемы алгоритма (MCA) и -формулы пе-
рехода, обычно употребляемые в качестве промежуточных языков
при преобразованиях ЛСА.
Матричная схема алгоритма — это квадратная матрица, каж-
дая строка и каждый столбец которой сопоставлен с оператором.
Элементом <ху матрицы является логическая функция логических
условий. При этом оператор А; сопоставленный с /-м столбцом мат-
рицы, выполняется после оператора 4,-, сопоставленного с i-й стро-
кой, если логическая функция ац—а^ри..., рп) =«1. Лопические
функции MCA должны удовлетворять следующим двум условиям:
1) а£/- aiZ — О, j =/= [•
2) Vctf7=I,
т. е. произведение двух различных функций одной и той же строки
MCA всегда равно 0. Это первое условие нужно для того, чтобы
после выполнения оператора Ai могло выполняться не более одно-
го оператора. Из второго условия следует, что после оператора At
всегда должен выполниться хотя бы один опер агор. Таким
образом, «после оператора А, всегда выполняется только •один
оператор.
Например, от ЛСА
(6.2)
можно перейти к следующей MCA:
C в D 0
A P<1 pq p
В D jq i i pq л.
(6.3)
Существуют несколько способов перехода и от MCA ч< ЛСА.
Рассмотрим наиболее, простой из них, основанный на использова-
нии формул перехода. Формула перехода записывается следующим
образом. Выбирается оператор, пусть С, в MCA [ф-ла (6.2)]. Если
после оператора С непосредственно следует только один оператор,
в нашем случае оператор В, то этот факт записывается в виде
С В Если после оператора, пусть оператора А, может выпол-
няться один из нескольких операторов в зависимости от значений
логических условий, то в формуле перехода после полу стрелки за-
писывается первый в строке ненулевой элемент который отме-
чается оператором Aj. Затем к такому члену знаком дизъюнкции
(логического сложения) присоединяется следующий в этой строке
•ненулевой элемент а& отмеченный ‘оператором Ai, и т. д.
В нашем случае для оператора А получим следующую форму-
лу перехода
А~^р qC\Jpq В -Jp О.
Образовав такие формулы перехода для всех операторов, полу-
чим систему формул перехода. Например, по MCA [ф-ла (6.3)] по-
лучим следующую систему формул перехода:
A~^pq'C\J pqB \J pOt
C-r-B,
B^D^
D-~pqC\J pqB\J pO
От системы формул перехода можно перейти к ЛСА (правила
перехода описаны в [34])
A pW^C^BD pftt8 of42 О.
(6.4>
В последнем выражении выписаны все операторы MCA и все
стрелки пронумерованы. Получилось ЛСА. При этом легко заме-
тить, что ЛСА [ф-ла (6.4)] с точностью до обозначения стрелок по-
вторяет ЛСА [ф-ла (6.2)]. Таким образом, формулы переходов ис-
пользованы в качестве промежуточного языка при переходе от
MCA к ЛСА. Правда, легко заметить, что переход от MCA к ЛСА
мог быть и без использования формул перехода.
Формулы перехода эффективно применяются при переходе от
MCA к ЛСА, если при этом ставйтся задача получения мини-
мальной ЛСА, т. е. ЛСА с минимальным числом членов. Число-
операторов в ЛСА равно числу операторов в MCA и операторы как
в MCA, так и в ЛСА, повторяются только один раз, поэтому сокра-
щение числа членов в ЛСА может быть осуществлено только за
счет логических условий. Так, в ЛСА (6.4) дважды повторяются
логические условия р и q. В связи с этим возникает вопрос: нель-
зя ли уменьшить (минимизировать) число вхождений логических
условий.
Способ построения минимальной или приближающейся к ми-
нимальной ЛСА с использованием формул перехода описан в [34].
Используя этот метод минимизации, можно получить следующую
ЛСА:
(6.5)
Выражение (6.6) является минимальной ЛСА. Таким образом,
можно осуществлять минимизацию ЛСА. Для этого от исходной
ЛСА необходимо перейти к MCA, затем к формулам перехода, пре-
образовать их. а затем перейти к мини-
мальной ЛСА. Правда, необходимо отме- --------------
тить, что для построения минимальной ЛСА А
иногда необходимо осуществлять перебор Т
вариантов преобразований. JL
В ряде случаев для задания алгоритма (р )
функционирования могут быть использова-
ны граф-схемы алгоритма, которые дают i i
более наглядное представление об алгорнт- I /
ме. Граф-схемы алгоритма аналогичны \ —
блок-схемам программ,-применяемым часто I £ ]
в (практике «программирования для ЭВМ. । । ।
Граф-схема, .соответствующая ЛСА (6.5), . *•••> ..
изображена на рис. 6.16. Из рис. 6.16 и вы- | }
ражения (6.5) легко видеть их взаимную ~ f
связь,-причем на граф-схеме операторы ука- Г’'д’ |
заны прямоугольниками, а логические ус- i ’
ловия —? кружочками. Начальный оператор .рцС. 6.1-6
(оператор 4) не имеет входных стрелок; конечный (оператор О) —
выходных стрелок. Единичное значение логического условия на
граф-схеме соответствует стрелке, отмеченной знаком «+», а нуле-
вое — стрелке со знаком «—».
При составлении ЛСА для сложного алгоритма возникают зна-
чительные трудности. В таких случаях процесс работы У У расчле-
няют на этапы (части) и для каждого этапа составляют свою част-
ную ЛСА, а затем уже определяют алгоритм выполнения таких
частных ЛСА. Иногда процесс работы У У приходится представ-
лять в виде иерархии частных ЛСА. Например, процесс установле-
ния соединения на АТС можно представить укрупнепно в виде трех
частных ЛСА: ЛСА для установления исходящего на другую АТС
соединения, ЛСА для установления входящего с другой АТС сое-
динения -и ЛСА для установления соединения между абонентами
одной и той же АТС (внутренняя связь). В свою очередь, каждая
из этих частных ЛСА может быть представлена в виде других
частных ЛСА, например, ЛСА для обнаружения вызывающих або-
нентов при поступивших вызовах с других АТС, ЛСА для под-
ключения к сл и т. п.
Очевидно, 'в каждую -из частных ЛСА могут -входить одни и те
же операторы и логические условия. Поэтому, -когда вместо каж-
дого символа частной ЛСА будут подставлены соответствующие
выражения из операторов и логических условий, общая ЛСА, опи-
сывающая общий алгоритм работы У У, может оказаться далеко не-
минимальной. В такой ЛСА могут повторяться ие только логичес-
кие условия, но и операторы. Однако описанным выше способом
такое повторение операторов не может быть исключено. Для ми-
нимизации ЛСА с повторяющимися операторами и логическими
условиями может быть использован так называемый метод объеди-
нения ЛСА, описанный в [34, 50].
Рассмотрим следующий простейший пример. Пусть задан ком-
мутатор с п входами н т выходами. Необходимо построить схему
управления этим коммутатором, причем при возникновении вызо-
ва на х-м входе его необходимо соединить с одним из т свободных
выходов (исходящая связь 0ZHCX ) Если поступает вызов со сто-
роны j-го выхода (входящая связь 0ZBX ), то j-й выход необходимо
соединить с одним из свободных выходов. При отсутствии свобод-
ных выходов или входов источнику вызова посылается сигнал «За-
нято», а при обнаружении неисправного входа последний отмечает-
ся неисправным.
Введем следующие операторы и логические условия:
Fi — прибавить к i единицу (параметр i указывает номер
входа);
F3- — прибавить к /’ единицу (параметр / указывает номер вы-
хода) ;
41 — включить точку соединения на пересечении х-го входа и
j-ro выхода;
4г — (послать сигнал «Ответ» -источнику вызова;
Аз — включить сигнал о неисправности источника вызова;
А^ — передать источнику вызова сигнал «Занято»;
/1?< (точка)— оператор конца, приравнивающий параметры i и /
нулю, т. е. после его выполнения i=0, /=0.
( 1, если i^n,
10, если £>•«;
| 1, если вход исправен,
1 0, если вход не «справен;
(1, если на г-н вход поступил вызов,
гг
и, если на i-и вход вызов не поступил;
I 1, если
А= л
(и, если /2>/и;
_ j 1, если /-й выход свободен,
I 0, если /-й выход занят;
f 1, если на j-й выход поступил входящий вызов,
/Je== I л
10, — в противном случае:
_ fl, если f-п вход свободен,
I 0, если г-н вход занят.
Пусть заданы следующие ЛСА для исходящей связи ( 0ZilcX ) и
входящей связи (0Z.,x):
0ZiICX = |3 Ft piPp^Pstf^Fj ptfp^Ai A cofV /13 cofV 4 atf V;
= ^-Fj MW1!6 /12 cof5|34 coj1!2.
По этим ЛСА составим MCA
Ai As /Is A-у
Ай-
/li 1
/1а
CZucx — 4
/I4
Fi Pl p-2
^L-PiPb Pi
Ai As A3 4 Ft Fj Ak
4 I
4 1
4 1
0ZDX — A3 1 ;
Л 1
Ft Pi Ps Pi pi Ps pi pi Ps Pi
F i _ pi Pe Pi Pe Pi „
Пусть общий алгоритм представлен -в 'виде
OZ-zmcxCoWOZU1, (6.6)
т. е. в зависимости от значения оператора г, задаваемого извне,
можно настраивать управляющее устройство такого коммутатора
на установление соединений от входов к выходам или от выходов к
входам. При этом при г=1 выполняется 02исХ, а приг=0—02вх.
Если подставить в ЛСА (6.6) выражения для 02исх и 02вХ, то
получим ЛСА с 24 членами (здесь и далее мы не будем учитывать
число тождественно-ложных логических условий, так как они не
усложняют структуру ЦБУ).
Объединенная ЛСА, в которой операторы не повторяются,
строится следующим образом. По MCA двух частных ЛСА состав-
ляется MCA объединенной ЛСА, каждый элемент ct/j которой ра-
вен
«i,-=v
Z=L.S ;
гдер{ — определяющая функция, равная функции от логических
условий р/ ^f(rb..., гт), принимающей единичное значение на на-
боре значений переменных , Гт, который сопоставлен с ЛСА
(Л . Если оператор At не входит в ЛСА 02/, то в функцию со-
ответствующий набор значений л,..., гт войдет в качестве услов-
ного.
В нашем случае для всех операторов ЛСА 02исхр”сх —г, а для
всех операторов ЛСА 02вх ₽®х =г, так как в 02исХ и в (Лох входят
все операторы.
Таким образом, получим следующую MCA объединенной ЛСА:
А A A л Fl Fj Ak
/о ’ r r -
Л г\Л=1
А r r
А rW=l
А r r
а= PiPiAJ
Fi pi Pi ГР r XlPlPzrj= “ - РхРйРзА/ Pl * — — Pi Pi, Рз r Pl Г
=PIP1 \JPlPl.Pir
— PaPiP\J — _
F, Ри pc г Р4Г PiPBr Pi r
\J P-lPr.r
От MCA 02 перейдем к системе формул перехода, после чего,
объединив общие выражения, получим ЛСА:
OZ = |M2i5F1p1fsp2fart6p.,t6|2F,P4tsH“fttT^i AwtT'-i11
js Л at11* A <0| Tp; {M7 M1 W’Pe t’-и n11 •
в которой имеется 19 членов вместо 24, входящих в ЛСА (6.6).
6.4. Блочный синтез программного управляющего
устройства
При разработке программного управляющего уст-
ройства вначале необходимо выявить основные функции устройст-
ва и выбрать функциональные блоки» которые в совокупности мог-
ли бы выполнить эти функции. Обычно выявление основных функ-
ций не представляет особого труда. Сложнее обстоит дело с выбо-
ром функциональных блоков, так как далеко не всегда имеется
полное соответствие между числом выполняемых управляющим
устройством функций и числом его блоков. Как правило, каждый
блок выполняет несколько функций, или одну функцию выполняют'
несколько блоков. «Например, чз управляющем устройстве коорди-
натной телефонной подстанции с программным управлением (39}
было признано целесообразным операции по опознанию номера
вызывающего абонента подстанции и выбор одного из них, если
вызовы поступили одновременно от нескольких абонентов, выпол-
нять в одном блоке — в определителе. Совмещены аналогичные
операции и в определителе регистров подстанции.
Будем предполагать, что отдельные функции выполняются от-
дельными функциональными блоками. Это не является сильным
ограничением, так как в дальнейшем разбивка управляющего уст-
ройства на ФБ может быть пересмотрена. На данном же этапе
важно знать лить необходимые функции устройства, чтобы можно
было бы сформулировать в записать на одном из формализован-
ных языков алгоритмы его функционирования.
В программных управляющих устройствах при аппаратной реа-
лизации запись алгоритма функционирования в виде программы
осуществляется в ЦБУ (рис. 6.17). Сведения о ситуации на сети
связи, характеризуемой параметром управления R, передаются в
ЦБУ из УУС или из какого-либо другого устройства, анализирую-
щего состояние сети связи. В управляющем устройстве должен
быть блок (определитель), выявляющий категорию вызывающего
абонента и кодовый приемник КП, а также блоки пробы наличия
свободных соединительных линий в коммутационной системе одного
узла коммутации и между различными узлами, блоки установле-
ния соединения, блоки выработки и принятия сигналов взаимодей-
ствия и.т. д. На упрощенной структурной схеме управляющего уст-
ройства (см. «рис. 6.17) некоторые «перечисленные блоки не указаны,
и их выбор в значительной степени определяется конкретной струк-
турой коммутационной системы, которая здесь не рассматривается.
После того как выявлены выполняемые управляющим устройст-
вом функции, формулируется алгоритм функционирования. Со-
ставленпе алгоритма функционирования, описывающего все режи-
мы работы устройства, определяемые ситуацией на сети связи, ка-
тегориями абонентов и соединений, для большинства реальных
условий является задачей достаточно сложной. Вместе с тем всегда
возможно описать алгоритм функционирования того -или иного
этапа установления соединения (например, этапа исходящей,
внутренней или входящей связи) гири обслуживании того или иного
соединения от абонента определенной категории in ри за данной он-
Рнс. 6.17
туации на сети связи. В результате будет получен набор отдель-
ных (частных) алгоритмов, каждый из которых описывает один из
режимов работы устройства. Задавая далее алгоритм выполнения
этих частных алгоритмов, легко получить общий алгоритм функцио-
нирования управляющего устройства.
Для записи алгоритма функционирования могут быть использо-
ваны различные формализованные языки, некоторые из которых
описаны в предыдущем параграфе. На этом этапе синтеза управ-
ляющего устройства будем предполагать, что каждый член ЛСА
сопоставляется с определенным ФБ.
При построении общего алгоритма функционирования устройст-
ва. записанного на языке ЛСА, необходимо стремиться к тому,
чтобы в ЛСА содержалось наименьшее число - членов. Однако в
различные частные ЛСА (частные алгоритмы), как правило, вхо-
дит много одинаковых членов (операторов и логических условий)
и их совокупностей. В связи с этим необходимо максимально сокра-
тить число этих повторений и получить оптимальный алгоритм. Для
этого используется метод объединения алгоритмов.
После объединения алгоритмов может быть пересмотрена пред-
варительная разбивка управляющего устройства на функциональ-
ные блоки путем объединения отдельных блоков по тем или иным
критериям (34, 50]. Объединенные ЛСА относятся к ЛСА первого
яруса, а частные ЛСА — к ЛСА второго яруса.
Различные операторы частных ЛСА, соответствующие функцио-
нальным блокам, выполняющим достаточно сложные функции, в
свою очередь, moivt быть записаны в виде отдельных ЛСА (ЛСА
третьего яруса). Тогда при объединении как логических схем всех
трех ярусов, так и операторов, допускающих совмещения в один
общин оператор, могут возникнуть не только объединенные блоки,
но и совершенно новые, в которых выполняются отдельные функ-
ции различных функциональных блоков, ранее интуитивно введен-
ных проектировщиком. Число ярусов в иерархической структуре
алгоритма функционирования управляющего устройства может
быть и больше трех. Однако предварительные исследования пока-
зывают, что для систем управления сети передачи и распределе-
ния информации практически не потребуется более четырех-пяти
ярусов. В большинстве же случаев будет достаточно двух-трех яру-
сов.
После того ка'к определен алгоритм функционирования, можно
перейти к синтезу структуры управляющего устройства, который
может быть осуществлен общими методами [50]. Учитывая специ-
фику построения программных управляющих устройств, можно по-
лучить частные методы синтеза, которые позволяют построить
структуру устройства более простыми средствами, чем при приме-
нении общих методов синтеза. При этом наибольший эффект 'мо-
жет быть получен на этапе абстрактного синтеза, когда управляю-
щее устройство представляется в виде абстрактного дискретного
устройства, называемого конечным автоматом.
6.5. Понятие о конечном автомате
Конечным автоматом принято называть устройство,
определяемое конечным множеством состояний входа Р={рь
рг,..., Pn}> ’конечным множеством состояний выхода Л= {Хь -, Х/J н
конечным множеством внутренних ’состояний К={хо, «ь..-.
Из множества внутренних состояний К выделяется некоторое со-
стояние хо, называемое начальным внутренним состоянием автома-
та. Обычно принимается, что состояние входа и выхода, а также
внутреннее состояние кодируются наборами двузначных перемен-
ных (сигналов), т. е. конечный автомат1) представляется в виде
рис. 6.18, где 2n^iN, 2h^K, 2s
Предполагается, что автомат функционирует в дискретные мо-
менты времени, т. е. непрерывная шквла времени разделена на ин-
5) В дальнейшем будем рассматривать лишь конечные автоматы, поэтому
термин «конечный» будем опускать.
тервалы, называемые тактами. На протяжении одного такта со-
храняются неизменными состояния входа, выхода и внутреннее со-
стояние автомата. Время, в течение которого не изменяется со-
стояние входа автомата, обозначим через Т. В зависимости от того.
чем определяется дли-
тельность этого интерва-
ла времени, различают
два класса автоматов:
синхронные п асинхрон-
ные.
Синхронные автоматы
характеризуются тем, что
имеется генератор такто-
вых (или синхронизирую-
щих) сигналов, it вход-
ные сигналы могут воз-
действовать на автомат лишь при наличии сигнала от тактового
генератора. Таким образомг время 7 строго фиксировано и опре-
деляется длительностью сигнала тактового генератора.
В асинхронных автоматах длительность интервала времени Т —
величина переменная, определяемая только моментами изменения
состояния входа. При этом, обычно, принимается, что состояние
входа асинхронного автомата может измениться лишь после того,
как автомат перейдет в определенное внутреннее состояние.
Функционирование или поведение автомата при заданных мно-
жествах Р, Л, К н ори начальном внутреннем состоянии ло полно-
стью детерминировано -и определяется так называемыми функция-
ми переходов и выходов. Функция переходов устанавливает зави-
симость внутреннего состояния автомата в следующий момент вре-
мени от состояния входа и внутреннего состояния в настоящий мо-
мент времени. Функция выходов устанавливает зависимость со-
стояния выхода автомата от состояния входа и внутреннего со-
стояния автомата.
Различный характер этих зависимостей для различных автома-
тов позволяет выделить отдельные типы автоматов. Обычно выде-
ляют два типа автоматов: ‘модель Мили и модель Мура. Модель
Мили (или автомат Мили) описывается функцией переходов:
*('4-1) = /[р(0; х(01
и функцией выходов:
М0 = ф1р(0; «(01,
где р(7) — состояние входа автомата в момент (такт) t, принимаю-
щее одно из значений Р={рь.„, рк); — состояние выхода ав-
томата в момент t, принимающее одно из значений Л={М,—, ta};
н(() — внутреннее состояние автомата в момент t, принимающее
одно из значений: К= {ло, лх,..., xs-J-
Часто удобно использовать понятие «состояние» автомата, кото-
рое в отличие от внутреннего состояния иногда называют полным
состоянием. Состояние автомата, т. е. «пара (рь xj) обозначается
через p j. Заметим, что множество состояний М= {щ,...» р.я}, при-
чем р,(/) Е М конечного автомата всегда конечно, так как R=NS.
Задавая для всевозможных пар р(£)6 -Р и *(£) € К то или иное
значение и (£4-1) Е К, и то или иное значение %(7)Е Л, можно оп-
ределить соответственно функцию переходов и функцию «выходов.
Автоматы, для которых функции переходов и выходов опреде-
лены на всех парах (p(Q, x(t)), называют полностью определен-
ными или полными автоматами. Автоматы, для которых функция
выходов, -или функция переходов, или обе функции определены не
на всех парах (p(/j, ^(£)), называют частично определенными или
недоопределенными автоматами. Состояние р(£) недоопределенно-
го автомата, соответствующее (p(t), x(t)), на которой функция
переходов не определена, называют неиспользуемым состоянием
автомата. Остальные состояния называются используемыми.
Модель Мура (или автомат Мура) отличается от модели Мили
(автомата Мили) лишь функцией выходов, которая имеет вид
Таким образом, состояние выхода автомата Мура определяется не
состоянием автомата, как для автомата Мили, а только внутрен-
ним состоянием автомата и не зависит от состояния входа.
Автоматы могут быть разделены на автоматы с памятью й ав-
томаты без памяти. Автоматом без памяти, или «комбинационным
автоматом, называется автомат, имеющий одно внутреннее состоя4
ние. Состояние выхода такого автомата однозначно определяется
состоят нем его входа и функционирование автомата однозначно
определяется функцией выходов:
МО = <Р"[р(О].
При этом время t часто опускается. Следует отметить еще один
тип автоматов, для которых Р={р*), т. е. множество состояний вхо-
да состоит лишь из одного элемента рь Этот случай возможен, ког-
да автомат не имеет входов или, что то же самое, состояние его
входа имеет неизменное значение рь Такие автоматы называются
автономными автоматами. Все остальные автоматы относятся к не-
автономным.
Автомат с памятью может быть представлен в виде ориентиро-
ванного (n4-s, /е+5)-полюсника сл+s входами и /г-j-s выходами
(см. рис. 6.18). Когда набор значении выходных сигналов одно-
значно определяется набором значений входных сигналов, автомат
имеет одно внутреннее состояние, т. е. он не будет содержать эле-
ментов памяти. Такой (п, з)-полюсннк называют логическим пре-
образователем ЛП н считается, что элементы, на которых построен
этот преобразователь, не вносят существенных задержек.
В случае, когда автомат имеет S внутренних состояний, необхо-
димо иметь элементов памяти.
Этап абстрактного синтеза автомата — это этап, после выпол-
нения которого алгоритм функционирования автомата задается на
одном из языков,, позволяющем в явном виде определить функции
переходов и выходов автоматов и, наряду с множествами состоя-
ний входа Р и выхода А, выявить также множество его внутренних
состояний К, которое характеризует, как говорят, «память» ав-
томата.
Как известно, задание функции переходов означает задание
определенного перехода из внутреннего состояния къ S,
в /= 1,..., S i('He исключается случай i=j) отри .воздействии со-
стояния входа pv , v=N, (или его изменения), а задание функ-
ции выходов означает, что каждой паре (pv, сопоставлено со-
стояние выхода ле- 6 Л. Если из какого-либо внутреннего состояния
Ki 6 К под воздействием состояния входа pv6 Р, автомат перейдет
безразлично в какое внутреннее состояние, с тем пли иным состоя-
нием автомата можно сопоставить любое состояние выходов, то это
должно быть каким-либо образом оговорено. Часто говорят, что
задание функций переходов в выходов означает задание однознач-
ных отображений множества пар (pv, х<), р v6 Р> в множе-
ства К .и А. Языки, позволяющие таким образом задать функции
переходов н выходов автомата, будем называть стандартными язы-
ками. К стандартным языкам относятся, например, {28, 50], табли-
цы переходов, матрицы состояний, матрицы переходов, диаграммы
переходов и т. д. v
Наряду со стандартными языками существуют и другие языки
задания алгоритма функционирования автомата, при помощи кото-
рых могут быть заданы отображения последовательностей состоя-
ний входа (входных последовательностей) в последовательности
состояний выхода (выходные последовательности), т. е. отображе-
ния множества слов во входном алфавите в ‘множества слов *в (Вы-
ходном алфавите. Функция же переходов при помощи таких язы-
ков в явном виде не задается. На первом этапе синтеза условия
работы автомата (т е. алгоритм его функционирования) часто
удобнее записать именно на таком языке, так как вначале автомат
рассматривается как «черный язык» и из условий его взаимодейст-
вия с другими автоматами известно лишь о входных и соответст-
вующих им выходных последовательностях. Такой язык условно
будем 'называть начальным языком. К начальным языкам отно-
сятся, например, язык регулярных выражений [28] и предикатив-
ный язык.
Следует отметить, что от выразительности начального языка,
близости его к обычному (неформализованному) языку во многом
зависит простота формализации алгоритма функционирования ав-
томата. Одпако, как правило, выявление минимального объема па-
мяти и построение оптимальной структуры автомата значительно
192
удобней производить, когда алгоритм его функционирования задан
на стандартном языке. Вместе с тем непосредственная запись ал-
горитма функционирования на стандартном языке зачастую быва-
ет задачей весьма трудоемкой. (Метод, предложенный М. А. Гав-
риловым [26], позволяет значительно упростить первоначальную
запись алгоритма функционирования автомата иа стандартном
языке). Задача абстрактного синтеза н состоит в переводе алго-
ритма функционирования с начального языка на один из стан-
дартных.
Как начальные, так и стандартные языки могут подразделяться
на универсальные, используемые для задания различных классов
автоматов, и специализированные, применяемые для задания ал-
горитма функционирования вполне определенных классов автома-
тов. Наиболее целесообразно использовать специализированный
начальный язык, так как именно на самом первом этапе, когда
только формализуется алгоритм функционирования, учет особенно-
стей этого алгоритма позволяет упростить запись алгоритма функ-
ционирования на формализованном языке.
Для записи алгоритма функционирования определяемого ниже
класса микропрограммных автоматов, к которому относится и
ЦБУ, в качестве специализированного начального языка предла-
гаются логические схемы алгоритмов, использованные нами ранее
для описания алгоритма функционирования управляющего устрой-
ства на этапе блочного синтеза.
Рлс. 6.19
6.6. Определение микропрограммного автомата
На рис. 6.19 изображен автомате выделенным бло-
ком исполнительных элементов Р, от которого может передавать-
ся воздействие па вход р автомата, где р есть р или р. Вход 'р бу-
дем называть дополнитель-
ным входом в отличие от ос-
новного Р. Состояние основ-
ного входа автомата одно
из фиксированого множест-
ва состояний tR—PL},
состояние дополнительного
входа — одно из Р={М,
Pi,..., РлгЬ состояние выхода
А (основного выхода авто-
мата) — одно из А [0, Alt...t
...Л/j.
После того как иа основном входе автомата возникло состоя-
ние Pi, Pi Е /?<}, автомат начинает вырабатывать последова-
тельность состоя ни й (выхода ж=А ,..., А^ г..., из некоторого
множества я, где А % 6 {0, Aj,..., Ak], и последовательность воз-
действия zPfi ..... 2Pls ..... 2PlM , где zP(j £ z2,= {0, zft.z^ }. Эта
7—90
193
последовательность выходных сигналов воздействует на блок ис-
полнительных элементов, который при этом в зависимости от зна-
чения £> может принимать одно из состояний Ль—j I iv Лю
где /.¥’С^=={/ь—j /w}- Заметим, что не исключается случай, когда
добавляется состояние входа Ro и последовательность состояний
выхода начинает вырабатываться лишь после того, как состояние
входа Ri Rl} сменится на Rq.
Последовательность состояний выхода А в первом случае при
одном и том же состоянии входа Ri € {Ri,..., Rl} а во втором —
после состояния Ri может быть различной в зависимости от состоя-
ния дополнительного «входа Pi, определяемого состоянием Л блока
исполнительных элементов Р. Нетрудно понять, что пара (Ri, р^
определяет состояние (полного) входа, т. е. р$.
Внутреннее состояние автомата, как и ранее, будем обозначать
через ш, Xi€K={x0, х}. Внутреннее состояние будем назы-
S—I
вать конечным и обозначать х/{> если нз него автомат не может пе-
рейти в другое внутреннее состояние при неизменном состоянии
входа Ri. Множество конечных состояний обозначим через VczK.
Теперь нетрудно дать строгое определение микропрограммного
автомата, как частного класса конечного автомата. Микропрограм-
мным автоматом будем называть недоопределенный автомат, за-
данный совокупностью ’объектов {R, р, A, zp, К, f, <р, хо, V}, для
функций переходов (?) и выходов (гр) модели Мура которого спра-
ведливы следующие условия:
1) если внутреннее состояние Xi отмечено основным выходом
Ль то в строке таблицы переходов содержится лишь одно исполь-
зуемое состояние (i¥=0,
2) если внутренние состояния х< и х3- отмечены одним и тем же
выходом (основным или дополнительным), то строкин v.j таб-
лицы переходов содержат -используемые состояния в одних и тех
же столбцах; _
3) если х3=/(х7-ь р v_j) отмечено выходом zpy, тогда состояние
pj=(x7, pv) является используемым только тогда, когда pv ~
— {Ri, рА \ Ц j='N, 11, -, М; (причем -изменение состояния
входа Ri возможно лишь в том случае, когда автомат находится в
начальном или .конечном состояниях; р=б(/); I=y(zp, Р).
Следовательно, микропрограммный автомат осуществляет од-
нозначное отображение слов (Ri, р$) входного алфавита в слова
(л6> zp, ) выходного алфавита, где RiCR, Pjtp; л£€П zp< £ zp.
Например, легко видеть, что автомат, заданный таблицей перехо-
дов (табл. 6.1), является микропрограммным.
= {0}; р — {N, pi р2}; А — {Дь Ац, As, Л*};
/7 = {Л1, Л®, Л*; Л1, Ла...., Ла,...; Л1, Ла, Л®, Л^),
К == {«I,..., х7); V = {х7}; х (0) = х14
Будем говорить, что микропрограм-
мный автомат имеет порядок Е, ес-
ли ИЗ Иг при неизменном состоянии
входа R возможен переход не более
чем в Е внутренних состояний. На-
пример, автомат, заданный табл. 6.1,
является микропрограммным авто-
матом порядка 2. Будем предпола-
гать, что исполнительные элементы
микропрограммного автомата двух-
позиционные, а состояние дополни-
тельного входа кодировано двузнач-
ными переменными pi,..., рт, где
К рассматриваемым микропро-
граммным автоматам относятся:
блок центрального управления уп-
равляющих устройств систем рас-
пределения (информации, блок м<ик-
poinporpaMiMHoro управления уни-
версальных ЭВМ и т. д. Так, в бло-
ке микропрограммного управления
Таблица 6.1
N Pi Pt Выход
xi 2 — — ZJj
3 — 5 ZP>
х8 4 - —
*• 5 7 — 2Pt
6 — 3 Zpt
7 — — ^3
*7 (7) — — Ak
п.ри 1П01Ступленни t-ro кода опера-
ции (состояние входа Ri) начинает вырабатываться некоторая
последовательность управляющих сигналов (микрокоманд), при
этом (последовательность этих сигналов может изменяться в зави-
симости ют 'Значения тех нли -иных проверяемых условий р£(Р),
т. е. от значения (воздействий pi,..., рт, 'поступающих от исполни-
тельных элементов pi,..., рт.
Аналогично, в ЦБУ последовательность управляющих сигналов
к функциональным блокам вырабатывается при поступлении «заяв-
ки» от абонента на обслуживание соединения, категория которого
вместе с ситуацией на сети связи характеризуется некоторыми па-
раметрами управления Набор значений этих параметров
определяет состояние ’входа Ri.
Последовательность управляющих сигналов, поступающих в
функциональные «блоки может быть (различной © зависимости от
характера осведомительной информации, «получаемой ЦБУ от ло-
гических функциональных 'блоков.
В работе {34] показана взаимосвязь задания условий работы
микропрограммного автомата на языке таблицы переходов и ЛСА.
При этом отмечено, что запись условий работы микропрограммно-
го автомата на языке ЛСА является более компактной, поэтому в
дальнейшем мы будем использовать только ЛСА. Взаимосвязь
между записью условий работы микропрограммного автомата на
языке таблиц переходов и ЛСА легко можно понять из рассмотре-
ть
пия табл. 6.1 и следующей ЛСА, задающих один п тот же микро-
программный автомат:
0Z = A paf|a A Pi tV Pat8 Al3.
Представляя ЦБУ\ реализованный -по схеме Уилкса (см. рис.
6.14), легко понять, что РМК. представляет собой блок памяти, а
матрицы Mit М2 и А1з — логический преобразователь. Методы син-
теза ЦБУ на основе модели микропрограммного автомата с ис-
пользованием языка ЛСА подробно описаны в [50], в связи с чем
здесь не рассматриваются.
6.7. Пример составления ЛСА для программного
управляющего устройства
Составление сложной ЛСА на основе частных ЛСА,
описывающих отдельные этапы работы программного УУ, покажем
на примере, рассмотренном в 1134, 47]. Для примера УК с програм-
мным управлением взята сельская координатная АТС типа
К—40/80 [56], схема групрообразования которой изображена на
рис. 6.20. Чтобы показать преимущества многопрограммного спо-
Р.ис. 6.20
соба управления, возможности указанной АТС несколько расши-
рены.
Будем считать, что в станцию включены абоненты трех кате-
горий, и пусть существует пять различных режимов работы управ-
ляющего устройства при установлении исходящих соединений.
1. Кроме внутренней связи, возможен выход на междугород-
ную п районную сети и, 'в случае отсутствия свободных исходящих
соединительных линий, абонентам высшей категории предоставля-
ется право освобождения соединительных линий, занятых как меж-
дугородними, так и межстанционными соединениями абонентов
низших категорий.
2. Кроме внутренней связи, возможен выход на междугород-
ную и районную сети н, из случае отсутствия свободных 'исходящих
соединительных линий
абонентам, устанавливаю- Таблица 6.2
щим междугородние сое-
динения, предоставляется
право освобождения сое-
динительных линий, заня-
тых межстанционными
соединениями абонентов
низших категорий.
3. "Кроме внутренней
связи, возможен выход
на междугородную и
районную сети три нали-
чии свободных исходящих
соединительных линий.
Время суток Категория абонентов
I [[ III
С 22 ДО 6 ч OZliCXg 0Zhcx3
С 8 до 19 ч OZlICXl 0Zncx4 OZncxg
Остальное время OZjiCXl OZncxg OZlfCXfl
4. Кроме внутренней связи, возможен выход только на район-
ную сеть при наличии свободных исходящих соединительных ли-
ний.
5. Возможна только внутренняя связь.
Каждым из этих пяти режимов работы управляющего устройст-
ва будем описывать соответствующими логическими схемами алго-
ритмов oz1ICXi, oz,ICX2, ozHCXs, ozH'cx? oz1ICXe.
Исходящие вызовы от абонентов различных категорий обслужи-
ваются по одному из указанных пяти алгоритмов в зависимости от
времени суток (табл. 6.2).
Входящие вызовы обслуживаются независимо от категории або-
нентов в соответствии с алгоритмом (7ZBX .
При многопрограммном способе установления соединения на
данной станции могут быть выделены следующие операции в про-
цессе установления соединения:
F(k) —сформировать ') параметр к, где k — номер ячейки ОЗУ.
Число ячеек ОЗУ определяется числом соединений, которые мо-
гут одновременно устанавливаться. Так как в рассматриваемой
АТС число регистров равно четырем, то одновременно может уста-
навливаться четыре соединения, кроме того, необходимо иметь еще
одну ячейку ОЗУ для посылки сигнала «Занято» в случае отсутст-
1) Оператор -формировакпя увеличивает номер .параметра на единицу.
вия свободных регистров. Для равномерного обслуживания входя-
щих и исходящих вызовов выделим пять ячеек ОЗУ (рис. 6.21) для
входящей связи (ОЗУ,,р н пять ячеек ОЗУ для исходящей связи
(ОЗУисхЗ. Поэтому 0</г^10.
F(I) — сформировать параметр I, где i — номер абонента
(0</==С80);
/ « S 6 S 6 7 6 9 Ю \ П I 1! I 13 75 | 75 П
1 II it i [Категория Вызываю-, мцегз овонвнта \Намгр выбранного | шндра А8 | 7/омер регистра i [Номер вызываемого, абонента ошмаииыок огадоббит вгыоу | уд ndfam I 1 огоннобряд вамои\ [Сигнал в замятии । Сигналы о включении операторов Сигналы об окончании раё&иы операторов
As 4 4
В)
7 г 3 i 5 6 - 7 8 9 ю к 13 И IS «7
- - - Й oaiitauoga огон\ ооомчц Канону 1 Номер I О VS оМт огон\ -ниирчп dawwx вбамвон ппш\ иное о иоигар{ Сигналы о включении операторов Сигналы ой окончании /кзботы оперотвроВ
4л - - - А«
Рис. 6.21
F(l) — сформировать параметр I, где I — номер комплекта ре-
ле соединительных линий — РСЛ (0<Z^7);
— записать номер и категорию вызываемого абонента соот-
ветственно в первую и вторую секции ячейки ОЗУисх;
Аг — занять промежуточную линию между ступенями А и В
схемы коммутации (см. рис. 6.20) — пл АВ, записав ее номер в
третьей секции ячейки ОЗУИсх;
А3—занять выбранный свободный регистр, записав его номер в
четвертую секцию ячейки 03Уисх или 03УВ£;
А& — включить выбирающие и удерживающие электромагниты
(ВЭ и УЭ) звеньев Л и В в соответствии с адресами, записанными
в первой, третьей и четвертой секциях ячейки 03УПсХ;
А5 — занять свободный комплект РСЛ и записать его номер в
пятую секцию ячейки 03Уисх;
Ав — включить ВЭ и УЭ звена В в соответствии с адресами
третьей и пятой секции ячейки 03Уасх;
А? — записать категорию абонента и характер вызова в память
комплекта РСЛ;
As — послать сигнал отключения в регистр, адрес которого за-
писан в четвертой секции ячейки 03Уксх (или 03Увх) и освободить
эту ячейку ОЗУ;
Аи — послать абонентам из комплекта РСЛ, адрес которого за-
писан в пятой секции ячейки 03Уисх, сигнал об их разъединении;
Aw — отключить от абонента комплект РСЛ, адрес которого
записан в пятой секции ячейки 03УИСю
/1ц — записать номер вызываемого абонента в пятую секцию
ячейки ОЗУисх или ОЗУВХ;
А12 — записать номер комплекта РСЛ в седьмую секцию ячейки
ОЗУИХ;
A is—подключить комплект РСЛ к выбранному свободному ре-
гистру в соответствии с адресами, записанными в четвертой и
седьмой секциях ячейки ОЗУВХ;
А14 — занять выбранную пл В А, записав ее номер в восьмую
секцию ячейки ОЗУисх или ОЗУвх;
Ais — включить ВЭ и УЗ в соответствии с адресами, записанны-
ми в третьей, седьмой, шестой и восьмой секциях ячейки ОЗУИсх
или ОЗУВХ;
Аю—послать нз прибора, адрес которого записан в седьмой
секции ячейки ОЗУПСх или ОЗУВ£, вызов абоненту;
А17 — послать в комплект РСЛ, адрес которого записан в седь-
мой секции ячейки ОЗУБК, сигнал о невозможности установления
соединения и освободить ячейку ОЗУвх;
Ais — занять выбранный шнуровой комплект, записав его номер
в седьмую секцию ячейки ОЗУИСх;
А10— занять маркер и записать сигнал о занятии маркера в де-
вятую секцию ячейки ОЗУПсх или ОЗУвх;
Ам — послать в абонентский комплект, адрес которого записан
в первой секции ячейки ОЗУИСХ, сигнал о невозможности установ-
ления соединения и освободить ячейку ОЗУИСх-
Как видно, операторы А4, Ав, А10, А13, Ai5, выполнение которых
связано с включением и выключением ВЭ -и УЭ, являются медлен-
но действующими. Во время выполнения этих операторов ЦБУ
может переходить к установлению другого соединения. Поэтому
необходимо подать только сигнал для включения медленно дейст-
вующих операторов, а в ячейку ОЗУ записать номер оператора,
который в данное время выполняется. Для этого введем следую-
щие операторы:
Ct,— включить функциональный блок ФБ, выполняющий операг
цню А^ и записать сигнал о начале работы оператора А* в десятую
секцию ячейки ОЗУЛСх;
Св — включить ФБ, выполняющий операцию Ав, и записать сиг-
нал о начале работы оператора ДБ в одиннадцатую секцию ячей-
ки ОЗУисх/
Сю — включить ФБ, выполняющий операцию Аю, и записать
сигнал о начале работы оператора Аю в двенадцатую секцию ячей-
ки ОЗУЛВХ,'
Cig — включить ФБ, выполняющий операцию Ais в десятую сек-
цию ячейки ОЗУВХ;
Cis — включить ФБ, выполняющий операцию А^, и записать
сигнал о начале работы оператора в тринадцатую секцию ячей-
ки ОЗУцсх 'или ОЗУБХ.
Так как ЦБУ может продолжить установление начатого соеди-
нения лишь после того, как соответствующий медленно действую-
щий блок закончит работу, каждый из этих блоков должен давать
сигнал об окончании своей работы, и эти сигналы должны записы-
ваться в соответствующие секции ячеек ОЗУ. Сигналы об оконча-
нии работы операторов А/„ Де, Аю, 4» записываются соответствен
но в четырнадцатую, пятнадцатую, шестнадцатую и семнадцатую
секции ячейки 03Упсх. Сигналы об окончании работы операторов
Ди и 415 записываются соответственно в четырнадцатую и семнад-
цатую секции ячеек ОЗУВХ. Таким образом, ячейка ОЗУ для уста-
новления исходящего соединения должна состоять из 17 отдельных
секций (рнс. 6-21 о), при установлении входящего соединения ис-
пользуются только секции 4, б, 7, 8, 9, 10, 13, 14, 17 (рис. 6.216),
поэтому ячейка ОЗУВХ состоит из 9 секций.
<В процессе установления «исходящих и (входящих соединений
необходимо проводить проверку следующих логических условий:
Pt — записана ли команда в секциях 10- -13 ячейки ОЗУ?
ps — есть ли сигнал в одной из секции 14—17 ячейки ОЗУ?
ре— вызывает ли t-й абонент?
Ps — есть ли свободный регистр?
Р& — есть ли свободные пл АВ, доступные абоненту, номер кото-
рого записан в первой секции ячейки ОЗУ? '
рю— закончил ли регистрацию номера вызываемого абонента
регистр, номер которого записан в четвертой секции ячейки ОЗУ?
Pi2 — есть ли свободный комплект РСЛ?
/713 — занят ли 'комплект РСЛ абонентом более низкой катего-
рии?
ри — свободен ли абонент, номер которого записан в шестой сек-
ции ячейки ОЗУ?
Рю— есть ли свободные промежуточные линии В А, доступные
абоненту, номер которого записан в шестой секции ячейки ОЗУ?
Рю — есть ли свободный шнуровой комплект?
Pie — свободен ли маркер?
Pzo — занят ли комплект РСЛ межстанционным соединением?
p2i — требует ли комплект РСЛ установления входящего соеди-
нения?
р2з — занят ли абонент, номер которого записан в шестой сек-
ции ячейки ОЗУ?
При выполнении каждого из перечисленных выше логических
условий соответствующее 1, в противном случае /7г=0.
Кроме того, проверяются следующие логические условия;
I 1 — нет сигнала в секции 15 ячейки ОЗУ,
рз~- \
{0 — есть сигнал в секции 15 ячейки ОЗУ;
(1 —нет сигнала в секции 17 ячейки ОЗУ,
pi,= {
10 — есть сигнал в секции 17 ячейки ОЗУ;
f 1 — нет сигнала в секции 14 ячейки ОЗУ,
ра= {
[О — есть сигнал в секции 14 ячейки ОЗУ;
(1 — r-го абонента не вызывают,
О — f’-ro абонента вызывают;
1 —устанавливается междугороднее или межстан-
рп= цнонное соединение,
О — устанавливается внутреннее соединение;
П—если/^7,
л(/^7) = {
(О — если /2>7;
( 1 — иет сигнала в секции 9 ячейки ОЗУ,
рп — {
[ 0 — есть сигнал в секции 9 ячейки ОЗУ;
(1 — абонент занят межстанционным соединением,
Л г
О — абонент занят междугородним соединением;
(I — комплект РСЛ занят междугородним соединением,
О — комплект РСЛ занят межстанционным соединением.
При выбранном наборе операторов и логических условий алго-
ритмы для различных режимов работы управляющего устройства
могут быть записаны в виде следующих частных логических схем:
О11ка = F (/г) pi t’Pat'PsFMVst8 <ofuAF (0 Pct2 Pit2
A p8f7p»f7AAG соП» MWfaWQ
co«sAiIOA co«” F (I) p (I < 7)f p13fs A A
Ao cof“<7 At> co«8 Ai Pn"Pi;A’Pict’AsAi
CI5 cofV Ac А»Л
0Z„cx> = F (*) ftWWW ® F (i) pApA
Ap8f 7Pot 7AA A co
co «3А1ПА co (0 р (I < 7)t7p,<, I1"
Pisf1® ААС10 <0 t2i6AlPl-lt'Plst'pl6f 'AsAdCla
со f2|Mic со Г"17А„ со Wpi7t2Pisf2Asi2-
= F (/г) PifPif “tPafPdt4 « f5l1 f (i) pcf2p7f2
APstW'AAC, co tVpi<,t!Piifp«t“ACe co f
IM?’!8 ACO t^'-^lxPu^Plsfr'PlcfMlBAdClB <0 f"
J4Ao co «“Ac co «’Put w A42.
Щ.СХ. = F (/г) PrWP^P^ CO «V (i) pe t3
P?f24pef “Р4“ААС: <0 t2|5Pio| 2Pnt7Pisi“
РиГАА о ш tVAiP^tW
со tal4Ae to t TAo to ta|®Pi7t2
PlS^AsI2-
OZhcxs = F (£) PifpatW* to t4!1 F (i) p6t2 p7f2 A
PsfPst^ACitotVpio^PiifAiPwfPiBt5
А^АвАЛд ©fa|sAeA tot2|6 Ao tot24°Pi7t2Pi8t2Asl2-
OZsx = F (^PitW’Pif8 to W F (1) PaifAa Psf
A Cj8 tofZ|4Plot2Al P14t6'i'eplEt5^14^'l&tota|3 P22f7-^18|7Atot2|GP22f6P23f^A?
tot2IWPistaA42.
При включении медленно действующего оператора процесс уста-
новления данного соединения прерывается и управляющее устрой-
ство переходит к установлению другого соединения, обращаясь к
следующей ячейке ОЗУ. (Поэтому ib логические схемы алгоритмов
вместо медленно действующих операторов входят соответствующие
им операторы Cf, после которых всегда стоит тождественно-лож-
ное логическое условие w=0 со стрелкой, ведущей к концу соот-
ветствующей логической схемы алгоритма.
Рис. 6j22
Структурная схема управляющего устройства АТС с многопро-
граммным способом управления приведена на рис. 6.22. Основны-
ми блоками схемы являются:
— ЦБУ, в котором заложены программы работы управляюще-
го устройства, формируются в соответствии с этими программами
202
-все необходимые команды и распределяемые затем по различным
функциональным блокам;
— ОЗУ, служащее для хранения на время установления соеди-
нения информации об адресах устройств, принимающих участие в
соеди-нети-и, их 1категорийност.и и этапе 'соединения.
—- исходящий опознаватель ИО, определяющий и выбирающий
абонентскую линию, по которой поступил вызов, и передающий но-
мер этой линии в ОЗУ (в ИО выполняются операции F(i), Ai, А2 и
проверяются логические условия рв, Ръ pik Ргз);
— схема выбора соединительного пути ВС И, необходимая для
определения и выбора свободного соединительного пути между
звеньями А и В схемы группообразоваиия и записи номера вы-
бранного пути в ОЗУ (в ВСП выполняются операции А& А и и про-
веряются логические условия р^);
— схема BPIHP. служащая для выбора свободного регистра,
шнурового комплекта и комплекта РСЛ при исходящей связи и
записи номера выбранного регистра, шнурового комплекта или
комплекта РСЛ в ОЗУ (в BPHIP выполняются операции А3, А$, А?,
А*, Д12, Аю, Дis и проверяются логические условия р& Р12, p(Z^7),
Pie); — схема опроса регистров ОР предназначена гистра окончившего прием абонентского номера (i «ся операции As, А и и про- веряются логические ус- ловия рю, рн. рюД для выбора ре- ОР выполняют- Та блица 6.3
— входящим опозиава- тель ВО, определяющий и выбирающий комплект Время суток Категории абонентов
I II in
РСЛ, по которому посту- пил входящий вызов, и записывающий номер это- го комплекта РСЛ м ВП (в ВО выполняются one- 71 9г с 22 до 6 ч OZrcxs OZhcxs OZhCX»
91 9г с 8 до 19 ч OZhcjci 0Z>ICX4 OZhcxs
рации F(l) А17 и проверя- ются логические условия Pia. Ргь Р22); 91 92 Остальное время OZhcxi О7исх2 C7hcx4
— маркер М, 'который
по принятой от ВП информации об адресах выбранных соедини-
тельных устройств включает соответствующие магниты МКС (в Л4
выполняются операции А& А& Аю, Ais, А15, Аю и проверяется логи-
ческое условие ри.
'Во всех ЛСА О1ВСХ1 ~ OZHCxs, 0ZBX имеется 202 члека. Однако лег-
ко заметить, что алгоритмы 0ZIICXt Ч- 02ИСХв имеют много общих
операторов и логических условий. Для сокращения сложности ЦБУ
целесообразно объединить эти алгоритмы, пользуясь методами, из-
ложенными в [34, 50].
При объединении частных Л С А необходимо вводить дополни-
тельные логические переменные (логические условия), которые в
нашем случае должны определять принадлежность абонента к той
или иной категории (так как имеется три различных категории
абонентов, то необходимо ввести две переменные, пусть это будут
переменные и г2) п выбирать тот пли иной режим работы управ-
ляющего устройства (переменные qi и q2). Набор значений пере-
менных гь г2 и qi, q2 должен однозначно определить один из пяти
возможных алгоритмов 0ZHCX ~ 0ZtICX . Используя способ объедине-
ния ЛСА, припишем наборы значений этих переменных так, как
это представлено в табл. 6.3 и с учетом неиспользуемых набо-
ров — в табл. 6.4.
Т а б л и ца 6.4
Алгоритмы OZ1 О1г 01г 0Z- О1г
Набор значений переменных — Гч Qi Я?. ri г2 4 -р'«
После объединения ЛСА 0ZHCX “HOZHCXb получим следующую ло-
гическую схему алгоритма для исходящей связи:
= F p^p^psfp^p^Pi^p^q^6
Pj? Ч12А5?Се соЯМ10/!*11 Piaf12?4 F (Z)
Р (/<7)f%t13?‘p13f1Mj)A5C1() cof6'11 <7?1S
vlePi?9Pisfs ffif12/5 Piaf14 pi?1'1 <of8?°‘72t1Ms
Y13P2of14 afVAiipiifpio^Afi A14C15 <ofe
? A16?M8 c?6?A (OPetWApst9
Pof MeAsCi cofG|0 Азо <of °? Pi?f cPisf eA?c-
(При объединении частных ЛСА учитывались неиспользуемые на-
боры значений логических условий).
Объединять полученную ЛСА 0ZHCX и ЛСА для входящей связи
07вх в нашем случае -оказалось нецелесообразным, так как это ле
приводит к заметному сокращению числа членов логической схемы
алгоритма, а значит, и к сокращению числа выходов из дешифра-
тора. Общий алгоритм работы управляющего устройства при этом
можно записать ib виде следующей ЛСА.
^=?O7BxC7IlcXfflfL
(т. е. управляющее устройство обслуживает один входящий вызов,,
один исходящий, затем опять входящий и *т. д.). Число членов
логической схемы алгоритма (Л равно 76. По данной объединенной
ЛСА .можно (построить структуру ЦБУ изложенными tB 150] мето-
дами.
6.8. Расчет времени и надежности работы
программного управляющего устройства
Рассмотрим одни из подходов опенки времени работы
программного У У (ПУ У).
Введем некоторые определения, необходимые в дальнейшем.
Определение I. Всякая возможная для дайной ЛСА после-
довательность выполнения операторов и проверок логических ус-
ловий называется цепочкой. Так, последовательность AoAsPiPsAiX
Xp2>42pip3-4& есть цепочка. Эту цепочку можно записать в следую-
щем виде: AoAgAf А [М^Аъ где ki представляет некоторую после-
довательность проверяемых логических условий (pi, рч, рз)-
Определение 2. Элементарной цепочкой Ci данной ЛСА
называется цепочка, которая начинается оператором А о, не содер-
жит повторяющихся функциональных операторов и оканчивается
оператором An+i. Операторы А© и A11+i символизируют соответст-
венно начало и окончание выполнения алгоритма. Операторы
Ai (i=l, 2,..., п) — функциональные операторы.
Определение 3. Если существует цепочка вида
... At A д Ajz- ••Ajfkgf A,...,
где все опервторы Ai, Ад, Адг,—, A?r различны, то последователь-
ность
и A^ksi Ад Ад Aj4--Ajr ksr
называется циклом, начинающимся от оператора Аг. Оператором
А, может начинаться несколько различных циклов (ui, U&..., Ui).
Для заданной ЛСА число операторов конечно и поэтому число
различных элементарных цепочек и циклов (так как они не содер-
жат повторяющихся операторов) так же конечно.
Пусть имеется элементарная цепочка
Cfe = Aq krx Ад kfi A i2... An-j-t
и циклы и ич, исходящие из оператора Ai2. Для того чтобы полу-
чить цепь iZh, включающую аз себя циклы щ «и «2, ‘необходимо © эле-
ментарную цепочку Ch «перед «оператором А^ в скобках ©писать
циклы Ui «н н2 и разделить -их запятыми. Например,
Wi — А £2 ksl Ад As2 Ад kSQ,
U2 = Ад Ад Ад Aj<i Ад.
Из элементарной цепочки Сь и циклов щ и Uz образуется следую-
щая цепь:
zk = Ao kri Ац kri (Ад Asi Ад А5а-4д As3, А& Ад Ад Ад Ад Ад) Ад... Ал.^.
Таким образом, процесс разложения ЛСА на цепи состоит в раз-
ложении ЛСА на элементарные цепочки и циклы и образовании из
инх цепей путем введения циклов в элементарные цепочки.
«При «вьйП'ОЛ'Иепии цепи <zit после АГ2, «начиная с оператора цик-
лы Ui и ич могут выполняться в произвольном порядке и .произволь-
ное число раз. Каждое новое выполнение этих циклов начинается с
оператора А^ (циклы в скобках — циклы 1-то яруса), в свою оче-
редь, могут содержать внутренние циклы, исходящие из операторов
цикла 1-<го яруса. Такне циклы называются циклами 2-то яруса. В
свою очередь,б циклах 2-го яруса могут быть выделены циклы 3-то
яруса и т. д.-При этом цикл I-го яруса не должен содержать опера-
торов, предшествующих оператору, которым начинается цикл 1-го
яруса. Цикл 2-го яруса не должен содержать операторов, которы-
ми начинается цикл 1-го яруса и операторов, предшествующих
циклу 2-го яруса в 1-м ярусе «и т. д. Для «получения ;всех цепей ino
заданной ЛСА OZ (pi,..., рп, Ло, Ai,..., Ап+]) необходимо предста-
вить ее в -виде равносильной матричной схемы алгоритма 0Z, кото-
рая записывается в ’следующем «виде:
«01
«и
«02
OliS
«Ол «О, л+1
«1л «1, п+1
«л1 «л2
• «ЛЛ «Л, п+1
Представим MCA Gl в виде, удобном для формального определе-
ния элементарных цепочек и циклов. Элементы пулевой строки
(i=0) MCA представим в виде AoaojAj (7=1. 2,..., п, п-Ы). Элемен-
ты остальных строк (7=1, 2,..., п) запишем в виде отмеченных
функций OijAj. Если функция ац (7=0, 1, 2,..., п) задана в дизъюн-
ктивной нормальной форме, то элементы нулевой строки запишут-
ся так:
Ао «о/ А/ — Ао kfjj 1 Ау\/А ^о/2 А/\/ Ао Ад А/,
а элементы остальных строк
af/A/ = Ад А/УА/*АД/—УАд А/.
Кроме того, добавим к полученной таким образом матрице
(п-Ы)-ю строку, состоящую из нулевых элементов. В результате
получим матрицу вида
ой,= А «ох Ад ацАх «21 Ад Ао Оо2 Аг • «12 Аг «22 Аг •• Ао(ХопАл «in Ап «2л Ап Ао по. п+1 Ап+1 «1, п+1 Ап+1 «2, л+1 А«+1
«л! Ai «л2 АЕ ’ «лл Ап «Л, л+1 Ал+1
0 0 . 0 0
Выявим элементарные цепочки и циклы следующим образом.
Из нулевой строки матрицы 0Z°A. образуем (п+1) -мерный вектор-
строку (начальный вектор):
} = (Ао ям Ад.; Ао ай Аа;...; Ао аОп Ал; А «о. n+i An+i).
Оставшуюся матрицу обозначим через (ЛаГ-
«и А «12 А C-ln ОН. п-Н Дм-1
021 А «22 А “аЯА «2, к-Н Ац-1
«п, rt-4-l Дп-Н
0 0 . . 0 0
Согласно определению 1, компоненты вектора-строки явля-
ются цепочками, начинающимися оператором Ао, а компонента
Л octo, n+i, An+i, согласно оивределеиию 2, есть элементарная цепочка.
Произведение вектора-строки a(v) на (Лм есть вектор-строка
a(v+,\ Каждая компонента нового вектора a{v+1), если она не равна
нулю, представляет собой цепочку, начинающуюся оператором До-
Среди цепочек могут встретиться элементарные цепочки и циклы.
Очевидно, дальнейшее продолжение- таких цепочек путем умноже-
ния вектора-строки иа матрицу ничего нового не дает..Поэтому, ес-
ли в векторе atv) (v=l, 2, ...) некоторые компоненты (или их
части, соединенные знаком дизъюнкции V ) суть элементарные це*
ночки или цепочки, содержащие циклы, то эти компоненты (или
их части) выписываются, а сами они в векторе-строке заменяются
нулями. Вектор-строку av, в которой некоторые компоненты (или
их части) заменены нулями, будем обозначать .
Чтобы выявить все элементарные цепочки и циклы, необходи-
мо вектор-строку умножить на матрицу не более п раз. Тогда век-
тор-строка после выписывания элементарных цепочек и
циклов превратится в нулевую вектор-строку alvl=(0, 0, ...» 0).
На этом процесс выявления элементарных цепочек и циклов за-
канчивается.
Рассмотрим пример разложения ЛСА на цепи. Пусть задана
следующая ЛСА:
(Л = Ао Pt f | А р2 f to t j pi t3 J A3 j3 Д
при универсальном распределении сдвигов. ЛСА (Л соответствуем
следующая равносильная MCA:
Pl 0 Pi 0
oz = 0 Рг Р2Р1 Р2Р1
1 0 0 0
0 0 0 1
Представим MCA (Л в виде матрицы (Л^_:
Api А _ 0 A Pi А 0
ой,= 0 Р2 А Ра Pl А Р1 Ра А
А 0 0 0
0 0 0 А
0 0 0 0
Из первой строки матрицы Cfl°A[ образуем начальный вектор-
строку;
(А А А» 0; А^р^Аз, 0)>
а остальную часть представим в виде матрицы 01ал
0 Р‘2 А Ра Pt
0Z. = А 0 0
0 0 0
0 0 0
Pi Pi Ад
0
Ад
о
Будем последовательно умножать вектор av (*v) = l, 2, ... на
матрицу 02л. до тех пор, пока не получим вектор с нулевыми ком-
понентами:
1) а?} = — (0; Aq pi A р2 A; A pi А Pi Pi А»
A Pi A Pi Pi AV A Pi А А);
2) из а® выделим две элементарные цепочки:
Ci == A Pi Ai Pi Pi А*.
С9 — Ао рг А А
и образуем вектор f заменяя компоненты вектора из кото-
рых выделены элементарные цепочки, на 0:
aS2) = (O; ApiApsA; АР1АР2Р1А; 0);
3) а{3) — a^C/lAi — (A Pi A Ps А А; 0; 0; A pi A Pi Pi A A)i
4) из d® выделим элементарную цепочку C3=ApsAp2piAA1 и
цикл ti-AipsA». В с№ заменяем соответствующие компоненты на
0 и получаем вектор-строку «о3 ~ (0, 0, 0).
На этом процесс выявления элементарных цепочек и циклов за-
канчивается, и можно приступить к образованию цепей. В эле-
ментарной цепочке Cj и С* можно вставить цикл и и образовать
цепи:
= А рд (/It ра А) Ат р* pi А4;
ss = Aq pi (A Pz A) A Pi pi А Ад.
Оставшаяся элементарная цепочка С2 представляет собой также
цепь, не содержащую в себе циклов:
2з = с2=А ор 1А 3Д 4.
При разложении ЛСА иа цепи могут появиться избыточные
элементарные цепочки и циклы, т. е. такие, которые не могут быть
выполнены ни для одной допустимой последовательности наборов
значений логических условий. Допустимые последовательности на-
208
боров значений логических условий определяются начальным на-
бором и заданным для данной ЛСА распределением сдвигов А<—
для каждого оператора. Множество цепей полученное при
разложении ЛСА 01 при универсальном распределении сдвигов,
не содержит в себе избыточных цепей пли циклов. При любом
ином распределении сдвигов могут появиться избыточные цепи,
циклы или отдельные логические условия. Если в цепи нет повто-
рения одинаковых логических условий, то такая цепь заведомо не
может быть избыточной.
Пусть логическое условие рг с отрицанием или без отрицания
повторяется в цепи Zi cz п раз. Цепь будет избыточной, если
интервал (p?lt цепи г7 содержит операторы А * А& Агз>
U и oi=£(ji+i (для любого Z). Способ вы-
явления избыточных циклов сводится к способу выявления избы-
точных цепей. Наличие в множестве цепей избыточных це-
пей или циклов указывает на возможность упрощения ЛСА 0Z.
Используя разложение ЛСА на цепи, перейдем к определению
времени работы ПУ У, алгоритм действия которого задан
ЛСА07. Метод определения Т основан на использовании разло-
жения ЛСА на цепи и интерпретации множества логических усло-
вий и операторов ЛСА как множества простых событий, а мно-
жества цепей как множества сложных событий.
Каждое событие Li (простое или сложное) можно характери-
зовать двумя величинами: вероятностью w(Li) и временем выпол-
нения события tLi. Под временем выполнения простого события
подразумевается время выполнения оператора t&i или время про-
верки значения логического условия /л.. Под временем выполне-
ния сложного события (цепи) А. подразумевается время, необхо-
димое для выполнения цепи z.
Будем рассматривать такие ЛСА, в которых значения логиче-
ских условий изменяются лишь в результате выполнения операто-
ров. Возможность таких изменений задается распределением сдви-
гов At—ЯА (L— 1, 2, ..и). Для оператора Ао задается универсаль-
ный сдвиг Ао—51 о= (рь .. pit)- Поэтому логические условия -в ЛСА
являются независимыми событиями, т. е. изменение значения ка-
кого-либо логического условия не влияет на значения остальных
логических условий, что позволяет считать их независимыми слу-
чайными событиями в совокупности и каждому из них приписать
некоторую вероятность истинности w(pj). Это утверждение спра-
ведливо, когда задано универсальное распределение сдвигов или
когда множество цепей полученное в результате разложения
ЛСА, не содержит в себе избыточных цепей и циклов и цепи, в
свою очередь, не содержат избыточных переменных. В противном
случае логическому условию, которое повторяется несколько раз,
нельзя приписать одну н ту же вероятность истинности, так как
некоторые из них могут пр-и заданном распределении сдвигов ока-
заться достоверными событиями.
Так, если в интервале (pi 1 > z+1) (/=1, 2, • некоторой це-
пи Zi содержатся операторы А и, Аг*ь . -Ais, с распределением
сдвигов Ац—53 il} Aiz~ 53 i2, -.Ai5— 53 iSt то вероятность w(pj M-i}
есть вероятность того, что произойдет событие p°i+l (т. е. р} z+u
= I) при условии, что
(Лп,лв...4„} <=(₽"', Р^'+О.
Значение условной вероятности w(p . /+1 ) определяется в этом
случае следующим образом:
И'(ру/+1) =
и>(р?')> если а( = <Т;+1
1—w если
up/OSnU ад ...и SSls;
1, если а, — а, . 1 _
О, если а,Р/53ЛU U- U
Вероятность выполнения любого оператора «при условии, что он
содержится в ’рассматриваемой цепи, -равна =
Поскольку выполнение логического условия есть случайное со-
бытие, то можно говорить лишь о математическом ожидании вы-
полнения алгоритма. Сложное со бытие—выполнение цепи 2<cz За-
хара ктеризуется вероятностью выполнения w(Zi) и временем вы-
полнения f2 . Очевидно, что математическое ожидание времени вы-
полнения алгоритма (Л (ожидаемое время), представленного мно-
жеством цепей ^-(Л= {хъ Za, ..., гт}, будет равно:
TOi!=S = 2А
1=1 fs=l
Отсюда следует, что для определения ожидаемого времени вы-
полнения алгоритма, заданного ЛСА, необходимо представить
ЛСА в виде множества цепей и Для каждой цепи опреде-
лить WfZf) и tzr
Цепи, которые могут быть образованы при выполнении алго-
ритма, можно разделить на три группы:
— без логических условий,
— с логическими условиями без циклов,
— содержащие циклы.
В свою очередь, цикл может состоять из:
— одного элементарного цикла 1-го яруса без внутренних эле-
ментарных циклов,
— цикла 1-го яруса с внутренними циклами k-ro яруса (£>1),
— нескольких циклов 1-го яруса как без внутренних, так и с
внутренними циклами £-го яруса.
Для каждой из этих групп цепей рассмотрим способы опреде-
ления W(Z{) и txi.
1. Цепи без логических условий представляют собой последо-
вательности операторов
и совпадают с ЛСА, для которой возможна единственная последо-
вательность ZQ& выполнения операторов. Очевидно, что вероятность
выполнения такой цепи —1, а время выполнения равно
по Л11 лгг-}-1
где tAl — время выполнения оператора Ау. В дальнейшем будем
считать, что время выполнения операторов Ао и An+i равно 0.
2. Примером цепи с логическими условиями, не содержащими
циклов, может быть следующая цепь:
zi = Ао Pi Ai р2 Аг As pi А$ Ап-рь (6.7)
Вероятность выполнения цепи без цикла равна произведению
вероятностей независимых простых событий — логических усло-
вий:
W (z/) = W (pi) W (р2) W (рД (6.8)
а время выполнения
<6-9)
За) Цепь, содержащую цикл, состоящий из одного цикла 1-го
яруса, в обшем виде можно представить так;
г* = Ао (А, д') A, ъ Ап+Р (6.10)
где через эти, п& я' обозначены цепочки-последовательности опера-
торов и логических условий, не содержащие циклов.
Пусть /Я| -НаЖя> =*ь =
В процессе выполнения алгоритма данная цепь может образо-
вать следующие последовательности:
Zo = Ао Jti Aj Адц-1,
zi Ар Л1 Ay л А/ Ла Ад+i,
z% = Ао jti Ay л* Ay л* Ay л$ Ал+i,
= Ао Ay л' Ay л' Ay л' Ay л2 A^i,
zn — Ао rti Ау л' Ау л'...Ау л' Ау л2 Ал+ь
На основании (6.8) и (6.9) вероятность и время выполнения та-
кой последовательности запишутся так:
W (е0) ~ W (Ki) w (я3),
W (Zj) = w (^1) w (зт7) ау (зт2),
W (zs) ~ ЗУ (Л1) (я') ЗУ (Я2),
зу (z3) = w (nt) ais (зт') w (л2),
tz3
W (z„) = ЗУ (П1) wn (я7) w (л2). tZn = (6.11)
Так как последовательности Zq, Zi, Z& ..., zn, ... представля-
ют собой взаимно независимые события, то сумма вероятностей
этих событий есть вероятность выполнения цепи zt:
зуЯЗ (z{) = V w (ni) су" (я7) w (л2) = . (6. 12)
1— w(n')
n=0
Ожидаемое время выполнения цепи Zi (6.10) определяется как
сумма (произведений значений w(zi) и fz. (1=0, 1,2,...) ns i(6.11):
tzi s= V (4 4- nt') w (Я1) of1 (л7) w (л>) — 4 ft*) 4-
4J ' 1 —w(st')
n=0
. f , f, И (Д7) \ ,g
[I—w (л/))2 1—ю(л') v1 1—а» (я*) J'
36) Цепь с циклом, состоящим из цикла 1-го яруса с внутрен-
ними циклами /г-го яруса, в общем виде запишется так:
(ft—1)-й ярус
si ~ А>— (Лд... т—1 [ (Л/га лт) Аш Лт-ц) т—l) ЛД...А14-1-
fe-й ярус
(6-14)
Рассмотрим цикл f/e—1)-го яруса с внутренним циклом /г-го
яруса:
(Am—1 Ят-1 (Ат Ят) Ап-н)'
По отношению к внутреннему циклу k-ro яруса цикл (k—1)-го
яруса можно рассматривать как некоторую цепочку с внутренним
циклом 1-го яруса и представить ее в виде эквивалентной элемен-
тарной цепочки —1)-го яруса. Это позволяет цикл {k—1)-
го яруса в (6.15) привести к виду цепи (6.10) с одним циклом 1-го
яруса, которая будет характеризоваться вероятностью выполнения
m-i ) и временем выполнен ня
Аналогично цикл (k—2)-го яруса с внутренним циклом (k—1)-
го яруса можно представить эквивалентным циклом (k—2),
(k—3),... l-го яруса, вычисляя при этом соответствующие вероят-
ности и время выполнения каждого эквивалентного цикла.
212
Таким образом, путем понижения значений ярусов циклов до
1-го яруса и использования ф-л (6.12) и (6.13), можно перейти к
цепи вида (6.10).
Зв) Рассмотрим цепь Zi с циклом Ц, состоящим из Z> 1 циклов
(id, 112... щ) k-то яруса <(Z= 1, 2,.„).
Такую цепь в общем виде можно записать так;
Zi = six (ub us,... u/) А,- Д,+|, (6.16)
где J (/= 1, 2,...). Каждый из циклов щ Ze-го яруса (Л>1)
можно, используя рассмотренный в 36) способ понижения значе-
ния яруса до А=1, рассматривать в дальнейшем как циклы 1-го
яруса.
При выполнении цикла Ц в цепи (6.16) одновременно может
выполняться «не более чем один .из циклов и/. Поэтому циклы щ,
Иг,-.., Ui ('в 6.16) «представляют собой несовместимые сложные со-
бытия. .Все I циклы «(теперь уже 1-го яруса), можно представить
некоторым эквивалентным циклом 1-го яруса и'э , для которого ве-
роятность выполнения равна
w(iQ = w(n;) +w(«3+...4-t«(n;),
а время 1вы1п|ол*не1тия равно
Г, = w (п;) tu+w (п;) «„л-.+ш («л tUh
где — время выполнения цикла 1-го яруса щ.
Таким образом, цепь (6.16) сведена к цепи вида (6.10)
Ao^tQA^A^
и для расчета w(Zi) н l2 i цепи (6.16) можно использовать ф-лы
(6.12) и(6.13), в которых w{n') = w(u’3), a t'=f's.
Рассмотренную методику легко распространить на цепи с не-
сколькими циклами. Одни из возможных способов расчета ожида-
емого времени выполнения такой цепи может состоять в разбие-
нии цепи на S следующих друг за другом участков; Zi=z^zf^...
.. каждый из которых содержал бы по одному циклу. Для каж-
дого z<™) (лг=1, 2, s) (необходимо определить w(z^) и
Дальнейший расчет сводится к расчету цепи вида (6.7).
Разложение ЛСА на цепи позволяет также рассчитать надеж-
ность ПУ У, реализующего данную ЛСА. Предположим, что каж-
дому члену ЛСА (или группе членов) сопоставлено внутреннее
состояние к» ПУ У. В этом случае каждую цепь Zi <= можно
представить как последовательность внутренних состояний, в ко-
торые переходит ПУ У при выполнении данного алгоритма. Так, для
цепи
zt ~ Pi А^ р-z р3 А3 А&
можно записать последовательность внутренних состояний ПУ У:
Под надежностью /7УУ подразумевается средняя вероятность
(по всем возможным цепям) правильного однократного выполне-
ния данной ЛСА 01.
Для расчета надежности ПУУ, элементы которого подвержены
сбоям, задается вероятность правильного перехода между состоя-
ниями ПУУ. Так, для последовательности zt- операторов и логиче-
ских'условий задается вероятность правильного перехода между
шарой соседних состояний q где х< и щ поставлены в соот-
ветствие двум соседним членам в цепи Zf.
Аналогично расчету математического ож-идаиия времени вы-
полнения ЛСА можно надежность Q(jt функционирования ПУУ
рассчитать по формуле
Qoz=SE,fe)^i=SC- (6-17>
I i
Вероятность w(zt) рассчитывается по ф-лам (6.8) и (6.12).
Рассмотрим расчет надежности ПУУ, выполняющего алгоритм
для трех типов цепей, рассмотренных выше.
1. Цепь без логических условий.
Этой цепи соответствует следующая последовательность внут-
ренних состояний:
= X X ...X X.
Вероятность правильного выполнения этой цепи равна произ-
ведению вероятностей правильных переходов между состояниями в
= qA~Al/iAli~Al2---qA.n~An+i = П
s, i
Вероятность выполнения этой цепи, совпадающей с ЛСА, рав-
на 1.
2. Цепь с логическими условиями без циклов.
Вероятность w(zf) выполнения такой цепи равна произведению
вероятностей истинности логических условий, а вероятность пра-
вильного выполнения цепи определяется как произведение вероят-
ностей правильного перехода между соответствующими внутрен-
ними состояниями ПУУ, т. е.
S, i
•Отсюда, вероятность правильного выполнения цепи равна:
Q2l = E>(z()n
S, I
-3. Цепь, содержащая цикл 1-го яруса (6.10).
Вероятность выполнения такой цепи определяется ф-лой (6.12).
Обозначим для (6.10):
~ ^Л^А} Яа^л» Ущ-^Ап+х' Q = ^-л' Qt'-A;'
Вероятность правильного выполнения цепи с циклом опреде-
ляется из выражений: — О,; <Ъ, =<2i<2'; =Qi(<2T; Qz, = <2i(<2')=; Qz„ = <2i(<2')"-
Из выражений (6.12) и (6.18) следует
2 ® («j)W ш W <2i (<2')л =
п=0
= Qu» (nJ Ю (яз) V (я') (Q')n =Q^ •
1 — Q w (л )
Расчет вероятности правильного выполнения цепей с внутрен-
ними циклами сводится к представлению этих цепей в виде цепей
с одним эквивалентным внутренним циклом 1-го яруса.
6.9. Системы АТС с программным управлением
Первая АТС с программным управлением, разра-
ботанная фирмой Белла (США) [98], была установлена в опытную
эксплуатацию в 1960 г. в г. Моррисе (шт. Иллиноис, США). В раз-
говорном тракте этой АТС были применены газоразрядные при-
боры, а в качестве управляющего устройства было впервые приме-
нено (программное УУ иа основе социализированной ЭУМ. Опыт-
ная эксплуатация данной АТС, проводимая с 1960 по 1969 гг., по-
казала эффективность программного управления. На основе дан-
ной опытной АТС фирма Белла впервые в мвре создала серийную
квазиэлектронную АТС с «программным управлением, получив-
шую название ESS-I. В АТС системы ESS-I вместо газоразрядных,
приборов были применены ферриды. Первый опытный образец АТС
системы ESS-I был изготовлен в 1962 г. и установлен в одном из
отделений фирмы Белла, а опытная коммерческая эксплуатация
образца ESS-I емкостью 13 000 «номеров началась в г. Саккасане
(шт. Нью-Джерси, США) в 1965 г.
К апрелю 11969 г. в эксплуатации в США уже находилось 90
АТС системы ESS-I общей емкостью 0,5 млн. номеров, из которых.
40 станций было включено в военную телефонную сеть США [73]..
В 1969 г. в эксплуатацию вводилась; одна АТС ESS-I каждые две
недели, а в 1975 г. предполагается вводить в эксплуатацию АТС
ESS-I каждые один-два дня. Фирма Белла предполагает к 2000 г.
заменить все электромеханические АТС на квазпэлектронные и
электронные. Однако АТС системы ESS-I экономически выгодна,
начиная с емкости 4000—5000 линий. В связи с этим АТС системы
ESS-I является АТС большой емкости. Для АТС средней емкости
фирмой Белла «разработала другая «модель этой системы ESS-2,
эксплуатация которой «началась >в 1970 г.
Кроме квазиэл ектронных АТС, разработана первая электрон-
ная АТС с программным управлением (с импульсно-временным де-
лением каналов) системы ESS-101 (малая учрежденческая АТС),
эксплуатация которой началась в 1963 г.
Начиная с шестидесятых годов, работа по созданию У/< с про-
граммным управлением широко стала проводиться и в ряде дру-
гих стран. Так, фирмой Л. М. Эриксон была разработана оконеч-
но-транзитная станция АКЕ-12, опытная эксплуатация первого
коммерческого образца которой начальной емкостью 4800 номеров
и 700 соединительных линий началась 21 апреля 1968 г. в г. Тум-
бе. На базе АТС АК-Е-12 осенью 1969 г. по заказу Шведского «воен-
но-воздушного «флота фирмой «Л. М. Эриксон» была 'разработана
и «поставлена ib эксплуатацию АТС системы АКЕ-429.
В 1964 г. начата разработка транзитного узла коммутации
большой емкости с программным управлением — система АКЕ-13,
а в конце 1971 г. такая.станция с начальной емкостью 4800 соеди-
нительных линий «и с 'возможностью (расширения ее емкости до
36 000 линий была «введена .в эксплуатацию «в г. Роттердаме ('Ни-
дерланды) [101]. В станциях системы АКБ применены малогаба-
ритные кодовые соединители.
Фирмой ВТМ (’Бельгия), входящей в Международный концерн
ITT, была разработана и в 1965 г. установлена в опытную эксплуа-
тацию в г. Антверпене квазиэл ектроиная (с применением в разго-
ворном такте герконов) АТС -с программным управлением емко-
стью 1000 номеров системы 10-С. Конечная емкость АТС системы
10-С составляет 20 000 номеров.
АТС с программным управлением разработаны также в Японии,
ФРГ, Франции, Канаде «(табл. 6.5).
Описание большинства АТС с программным управлением при-
ведено в [73].
Работы по созданию АТС с программным управлением ведутся
и в СССР. В [48, 34] были изложены принципы построения про-
граммных управляющих устройств и УК с программным управле-
нием, а в [50] — теория их синтеза. В [39] была описана координат-
ная телефонная подстанция на 100 номеров, в которой применены
элементы программного управления при аппаратной реализации
программного УУ. Некоторые результаты разработки ЭУМ для
УК описаны в [44].
217
Фирма, страна Наименование сис- темы Назначение стан- ции Тип элемента комму- тационной системы
Белл, США Эксперимен- тальная стан- ция Оконечная Газоразрядные при- боры
—»— ESS-1 —»— Ферр иды
—я— ESS-2 —»— —»—
—»— ESS-1O1 Учрежденческая Им пульс но-времен- ное деление ка- налов
Л.М. Эриксон Швеция АКЕ-12 Оконечно-тран- зитная Кодовые соедини- тели
—»— АКЕ-13 Транзитная —»—
Чациональное *ве- домство связи Швеции А-210 Окопечп о-тран- зитная Многократные коор- динатные соеди- нители
ВТМ (ITT) . Бельгия 10-С Ок’онечная Герконы
NTT, Япония ДЭХ-1 Оконечная Ферриды
Таблица 6.5
Наименова- ние ЭУМ Тип программного У У Год и место введения в эксплуатацию
- Двухма ш и ни ы й ком п - леке с микросинхро- низацией ЭУМ 1960 г..г.Моррис. США
— —»—• 1965 г., г. Саккасана, шт. Нью-Джерси, США
— —»— 1970 г., г. Индиана- Хилл, США
— —»— 1963 г.,г. Нью-Бунсвик, шт. Нью-Джерси, США
APZ—110 —»— 1968 г., г. Тумба. Швеция
APZ—-130 Многопроцессорная'’ с попарной микросин- хронизацией процес- соров 1971 г., г. Роттердам, Нидерланды
Д вухма шин ный комп- лекс с мнкросинхро- низацней ЭУМ 1969 г., г. Сторенген, Швеция
— Двухмашинный комп- лекс с разделением нагрузки по ЭУМ 1967 г., г. Антверпен Бельгия
Д вухмашинн ы й комп- леке с мнкросинхро- низацией ЭУМ 1966 г.
813-
Фирма, страна Наименование сис- темы Назначен квитан- ции
NTT. Япония ДЭХ-2 Оконечная
NEC, Канада SP-1 —»—
Soeotel, Франция Сократ Оконечно-тран- зитная
—»— Аристотель Оконечная
D Артемида —»—
» Перикл
Продолжение табл, 6.5
Тип элемента комму- тационной системы Л Наименова- ние ЭУМ Г Тип программного УУ Год и место введения в эксплуатацию
Миниатюрные мно- гократные коор- динатные соеди- нители Двухмашинный комп- лекс с микросинхро- низацией ЭУМ 1969
—>— — —»—
Многократные коор- динатные соеди- нители — Двухмашинный комп- лекс с микросинхро- низацией
Туннельные диоды Рамзес —>—
Ферр иды — 1967 г-, г. Париж, Франция
Герконы Рамзес .—,»— 1968 г., г. Париж, Франция
Глава
Электронная коммутация и
интегральные сети связи
7.1. Принципы построения электронных
коммутационных схем
Коммутационная схема служит для создания пу-
тей передачи информации между входами и выходами узла ком-
мутации. При этом можно использовать, в принципе, любой нз из-
вестных способов разделения сигналов. Наибольшее распростране-
ние при построении коммутаци-
онных схем получили способы
пространственного и временного
разделения сигналов (частотное
разделение сигналов из-за техни-
ческих трудностей в коммутаци-
онных схемах пока не исполь-
зуется) .
Принципы построения комму-
тационных схем с пространствен-
ным разделением соединительных
путей (сигналов) аналогичны
принципам построения схем груп-
пообразования блоков искания
координатных АТС с той разни-
цей, что механические контакты
заменяются электронными. Как и
е координатных АТС коммутаци-
онная схема с пространственным разделением соединительных пу-
тей строится обычно из отдельных коммутаторов. Схема такого
электронного коммутатора (Приведена *на рис. 7.1. -Из схемы <вид-
но, что для создания коммутатора с п входами и т выходами тре-
буется пХт электронных контактов и что любой i-й вход может
быть присоединен к любому /-му выходу подачей на электронный
контакт управляющего сигнала C$j. Этот сигнал переводит элек-
тронный контакт из непроводящего состояния в проводящее
На рис. 7.2 показаны варианты схем электронных контактов.
Сигналы управления могут подаваться как по тем же проводам,
по которым передается информация (рис. 7.2с), так и по специаль-
ному управляющему проводу (рис. 7.26).
Для соединения входа с выходом на управляющий вход элек-
тронного контакта необходимо подать отрицательный управляю-
щий сигнал. Положительный управляющий сигнал закроет элек-
тронный контакт и соединение между входом и выходом нарушит-
Р.ис. 7.2
ся. Чтобы отделить управляющие сигналы н сигналы питания
электронного контакта от коммутируемых сигналов, входы п выхо-
ды коммутатора включаются обычно через трансформаторы.
Принципиально в качестве электронного контакта могут ис-
пользоваться любые бесконтактные элементы, имеющие два со-
стояния: проводящее и непроводящее. В табл. 7.1 приведены не-
которые коммутационные параметры основных бесконтактных эле-
ментов, используемых для построения электронных контактов. Для
сравнения в этой же таблице даны параметры механического кон-
такта.
Таблица 7.1
Тип контакта Параметры коктаита в состоянии Линейность час-
закрытом открытом
Я мОм С пФ R Ом ствие, мкс тики
Электромеханический »ю 5 <0,1 10я—I О4 Очень хорошая
Диод: германиевый 0,5 1 50 0,1 Плохая
кремниевый «10 5 5 0,5 Посредственная
Транзистор 0,2 25 1 0,25 Хорошая
Четырехслойные полупроводниковые приборы 100— 1000 7 <1 0,1—0,4 Хорошая
Газоразрядные приборы >10 100 >100 10*—10® Плохая
Механические контакты в замкнутом состоянии практически не
влияют на величину рабочего затухания станционного четырехпо-
люсника. Электронный контакт в проводящем состоянии вносит в
разговорный тракт затухание порядка 0,05—0,15 дБ, а с учетом
согласующих трансформаторов — порядка 0,5 дБ и больше. В ра-
зомкнутом состоянии механический контакт имеет сопротивление
не менее нескольких десятков мегом и емкость несколько пикофа-
рад. Поэтому в электромеханических АТС переходное затухание
определяется в основном переходными затуханиями в станцион-
ных соединительных кабелях и составляет более 70 дБ.
Электронные контакты по величине переходного затухания зна-
чительно уступают механическим контактам, так как в непроводя-
щем состоянии их ‘сопротивление на .порядок меньше, а емкость
на порядок больше. Как видно из таблицы, наиболее перспектив-
ными для построения электронных контактов с точки зрения элек-
трических характеристик являются четырехслойные полупроводни-
ковые приборы р-п-рт и п-р-п-р типов. При отсутствии четырех-
слойных приборов можно использовать составные электронные
контакты из двух транзисторов п-р-п и р-п-р типов. На рис. 7.3
приведены схемы и характеристика четырехслойного диода (рис.
7.3fiJ, а также его эквивалент, выполненный из двух транзисторов
(рис. 7.36).
Электронные контакты, будучи более быстродействующими,
долговечными и надежными по сравнению с механическими кон-
тактами, уступают последним по целому ряду электрических ха-
рактеристик. Кроме того, через электронные контакты весьма за-
труднительно передавать сигналы постоянного тока, переменного
тока низких частот (до 500 Гц) и сигналы большой мощности, что
усложняет передачу через разговорный тракт электронных комму-
тационных схем сигналов (вызова и трансляцию 'импульсов от но-
м еронаб^р ателя.
Трудность создания простого и высококачественного разговор-
ного тракта в электронных коммутационных схемах заставила ис-
кать коммутационные устройства, которые обладали бы электри-
ческими характеристиками механического контакта и в то же са-
мое время их быстродействие и потребляемая для управления мощ-
ность позволяли бы широко
использовать электронику в
цепях управления. Наиболее-
удачными с этой точки зре-
*2 ния оказались язычковые ре-
ле с герметизированными
контактами (.герконами и
ферридами). Описание кон-
'/77 струкции и принципа дейст-
вия язычковых реле приве-
дено в [57].
Принцип построения эле-
ктронного коммутатора с
временным разделением
можно себе представить сле-
дующим .образом. Каждый
нз п входов и каждый нз tn
выходов коммутатора (рис.
7.4) присоединены к общей
цепи ОЦ при помощи элек-
тронных контактов Э/С Для
того чтобы соединить вход
коммутатора с каким-либо
выходом (например, вход 1
с выходом tn, необходимо
через общую цепь ОЦ по-
дать управляющие сигналы
(в данном случае и рт),
которые переведут электрон-
ные контакты рассматривае-
мых входа и выхода в про-
водящее состояние. Если в
следующий момент разом-
кнуть эти ЭК, а замкнуть ЭК другой лары, то через ОЦ будут сое-
диняться другие входы и выходы коммутатора. Поочередно под-
ключая к ОЦ различные входы и выходы коммутатора, можно осу-
ществлять соединения между несколькими входами и выходами.
Для того чтобы абоненты не чувствовали обрыва цепи при пе-
риодическом подключении к ОЦ и отключении от нее ЭК должно
замыкаться достаточно часто. Согласно теореме Котельникова ча-
стота замыкания контактов должна быть, по крайней мере, в два
раза больше наивысшей из передаваемых частот разговорного
спектра. Чаще всего частота замыканий составляет 8 кГц. Ветре-
222
-чаются также системы с частотой замыкания контакта 10 и
12,5 кГц. Так как электронный контакт периодически подключает
абонентскую линию к общему каналу на очень малые промежут-
ки времени, то разговорный ток, приходящий по абонентской ли-
нии, передается в общий канал в виде импульсов, модулирован-
ных по амплитуде. На рис. 7.5 а—в показаны сигналы, поступаю-
щие по входам 1,2,..., п и предназначенные для передачи через
коммутатор (см. рис. 7.4), например, к выходам 2, т и 1 соответ-
ственно. На рис. 7.5 г—е показаны последовательности импульсов,
управляющие электронными контактами pip'2, рзр'т> рпр'Г На
рнс. 7.5 ж показаны амплитудномодулированные импульсы в об-
щей цепи ОЦ.
Спектр частот однополярной последовательности импульсов,
модулированных по амплитуде (рис. 7.6), можно представить вы-
ражением
A -v + А т vcos Qt + 2 A v V. v caskо t-\-
k JX v
k=i
+ A tn v V [cos —4cos(kco 4- Q) f],
*=i
где А —амплитуда импульса на ЭК; у=ъ!Т — коэффициент за-
полнения; т—длительность импульса; Т — период оовторения им-
пульса; т — коэффициент модуляциисо=2зъ/=2л 1 IT — частота
следования .импульсов; Q —
частота передаваемого сиг-
нала.
В спектре частот импуль-
сов, модулированных по амп-
литуде, содержится низкочас-
тотная составляющая, которую
RmAcnsstt
..till
можно выделить на выходе Рис. 7.6
фильтром нижних частот ФНЧ,
используя его как демодулятор. Из приведенного выражения видно,
что если на вход коммутатора с импульсно-временным разделением
цепей поступают сигналы, меняющиеся по закону ДтсозШ, то на
•выходе ФНЧ появляются сигналы Л/nvcosOf, изменяющиеся по
тому же закону, но имеющие меныпую амплитуду. Таким образом,
система импульсно временного разделения путей вносит затухание
а = 201g = 201g Amcosat
Am у cos Q t
= —20 lgv = —201g у-.
которое зависит от длительности импульса и обусловлено тем, что
каждая пара абонентских линий соединяется между собой не по-
стоянно, а лишь на небольшую часть периода повторения импуль-
сов Т. Следовательно, за время соединения между абонентскими
линиями передается только часть мощности разговорных токов.
Доля времени периода повторения т', приходящаяся на один
канал при п временных каналах в общей цепи (см. рис. 7.5ж), бу-
дет равна т'~Т!и. Для исключения взаимных влияний между ка-
налами необходимо, чтобы длительность импульса т, управляюще-
го ЭК, была бы меньше т'. В противном случае разделение кана-
лов может быть неполным и разговорные токи будут переходить
в соседние каналы. Если т==/эт/ (0<р<1) или x—pTIti, то полу-
чим а=20 1g п—20 1g р.
Таким образом, рабочее затухание в идеальной системе импуль-
сно-временного разделения каналов (без учета затухания элемен-
тов разговорного тракта и полном согласовании входных и вы-
ходных сопротивлений) зависит от числа каналов и и коэффици-
ента эффективности использования временного интервала р. Рас-
четы и эксперименты показывают, что даже при небольшом числе
импульсных каналов затухание в общей цепи значительно превы-
Рис. 7.7
шает норму, установленную для рабочего затухания шнуровой па-
ры АТС. Так, при 8 импульсных каналах затухание, вносимое им-
пульсным преобразованном, составит «примерно 15—20 дБ. Поэтому
без использования устройств, компенсирующих затухание, построе-
224
ние коммутаторов с импульсмо-временным разделением каналов
практически невозможно.
Для компенсации затухания, вносимого контактами при им-
пульсно-временном преобразовании, можно использовать усилите-
ли, включаемые либо в общую цепь (импульсные усилители), ли-
бо отдельно для каждой абонентской линии после фильтра ниж-
них частот (усилителя низкой частоты).
При построении общей цепи по четырехпроводной системе пе-
редачи (рис. 7.7а) в ОЦ устанавливаются два импульсных усили-
теля НУ с: один в направлении передачи, другой — в направлении
приема. Каждый абонентский комплект в этом случае содержит
дифференциальную систему ДС с балансным контуром БК для
включения двухпроводной абонентской линии, два электронных
контакта ЭК и фильтр нижних частот ФНЧ. Для передачи от або-
нента A6i к абоненту А62 необходимо совпадение импульсных по-
следовательностей, управляющих ЭК1 и 3K'V Для передачи в об-
ратном направлении необходимо совпадение последовательностей
сигналов, (подаваемых на и
При использовании усилителей низкой частоты, включаемых
после ФНЧ (рис. 7.76) в каждом абонентном комплекте, импуль-
сы в общей цепи передаются с небольшой амплитудой, а требуе-
мый на выходе абонентской линии уровень передачи обеспечива-
ется усилителем низкой частоты.
Рассмотренные схемы четырехпроводных систем передачи тре-
буют усложнения абонентских комплектов, а также использова-
ния дифференциальных систем, вносящих дополнительное зату-
хание и снижающих устойчивость разговорного тракта к генера-
ции. Схемы абонентских комплектов можно упростить, если при-
менить для построения общей цепи двухпроводную систему пере-
дачи (рис. 7.8). В этом случае в общую цепь включаются один
Рис. 7.8
импульсный усилитель ИУс и четыре электронных контакта ЭК.
Время связи пары абонентских линий через общую цепь делится
на время передачи от Абг к Акогда открыты ЭК\ - ЭКь ЭК/, и
ЭК 2 * а ЭКз н ЭК% закрыты, и время передачи от Аб-> к /4бь когда
6—so SS5
открыты Ж2, Жъ 5К3 и Ж\, а Ж\ и Жь закрыты, т. е. при
помощи Жъ Жъ Жз и импульсный усилитель переключает-
ся для усиления импульсов, передаваемых то в одну, то в другую
сторону. Из рис. 7.8 видно, что упрощение абонентских комплек-
тов при построении общей цепи по двухпроводной схеме передачи
достигается усложнением общей цепи, а также сокращением дли-
тельности импульсов, как минимум, в два раза, что вызывает до-
полнительное увеличение затухания в тракте передачи.
Коррекцию затухания в ограниченных пределах можно осуще-
ствить без использования усилителей и сложных абонентских ком-
плектов при помощи специальной схемы, накапливающей энергию,
когда электронный контакт разомкнут, и передающей ее в сторо-
ну другого абонента в момент замыкания электронного контакта.
Схема коммутатора с временным разделением соединительных пу-
тей и с устройством, накапливающим энергию, приведена на рис.
7.9а. При передаче от Аб^ к Л62 в момент, когда Ж1 и Ж2 разом-
Рис. 7.9
кнуты, энергия разговорных токов заряжает конденсатор Ci до на-
пряжения U\=E. Конденсатор С2 разряжается через шлейф або-
нентской линии до f/z==O. При замыкании Жг и ЭК2 создается ко-
лебательный контур CtLiCzLz. В контуре возникает ток
Е . .
I ---------------Sin to г,
2 (О (/.j -f- L%)
где w — собственная частота контура. Напряжения на конденса-
торах Су и С2 (рис. 7.96) изменяются по законам:
С/i = 1/2 £ (1 -f- costof); ^2 = 1/2 £ (1 — cos © О-
Если параметры контура подобрать так, чтобы время замыка-
ния Ж т=я/а, то, как следует из приведенных формул, к моменту
размыкания Ж напряжение Ui будет равно нулю, а напряжение
U2=E Таким образом, энергия, запасенная на конденсаторе Су
будет передана в конденсатор Сг- Если элементы контура идеаль-
ны, то энергия будет передаваться без потерь. ЭК замыкаются на
время х через одинаковые промежутки времени 7^>т. Сопротнвле-
226
ния источника и нагрузки «подбираются так, чтобы за время (Т—т)
между двумя >последо1ватель‘нымн замыканиями ЭК -конденсатор
Cj успел зарядиться до напряжения амплитуды сигнала, а конден-
сатор С2 полностью разрядиться через нагрузку. Аналогично мо-
жет быть осуществлена передача от Аб2 к A6L. При полной сим-
метрии схемы обеспечивается двусторонняя передача сигналов.
Применением схем с накоплением энергии или, как иногда на-
зывают, с резонансной передачей удается значительно снизить за-
тухание, вносимое в разговорный тракт (например до 2—2,5 дБ
при 8 импульсных каналах).
При построении коммутаторов с импульсно-временным деле-
нием необходимо обеспечить большое переходное затухание между
каналами. Одним из способов повышения переходного затухания
является выбор такого электронного контакта, который обеспечи-
вал бы в непроводящем состоянии большое сопротивление разго-
ворным токам. Помимо качества электронного контакта, на вели-
чину переходного затухания между каналами влияет взаимное рас-
положение импульсов различных каналов в общей цепи. Это объ-
ясняется тем, что общая разговорная цепь обладает распределен-
ной емкостью С (рис. 7.10 а), на которой накапливаются заряды от
импульсов, проходящих по общей цепи. Величина заряда, остав-
шегося на этой емкости к моменту прихода следующего импульса,
зависит от защитного интервала между импульсами в общем ка-
нале. -Последний «нельзя сделать очень большим, так как величина
интервала оказывает заметное влияние, на затухание, вносимое в
разговорный тракт импульсно-временным преобразованием. Для
того чтобы ускорить разряд емкости общей цепи во время защит-
ного интервала между импульсами, общая цепь специальным элек-
тронным контактом ЗЭК «подключается к земле.
На рис. 7.116 показаны формы импульсов, проходящих по об-
щей цепи при отсутствии заземляющего устройства (сплошные ли-
нии) и с заземляющим устройством (пунктир). Как видно из ри-
сунка, применение заземляющего устройства позволяет существен-
ен 227
по уменьшить взаимное влияние между импульсами в общей це-
пи. Однако для того, чтобы заземляющие устройства не искажали
импульсы, передаваемые по каналу, необходимо управлять рабо-
той ЗЭК таким образом, чтобы общая цепь заземлялась в защит-
ные промежутки между импульсами на время, несколько меньшее
1 Z - Ш
длительности этих промежутков, т. е. управляющий импульс, по-
даваемый на ЗЭК, должен лежать в промежутке между каналь-
ными импульсами, а его величина тззк<т'—т=(1—р)т'.
В качестве электронного контакта в коммутаторах с временным
разделением можно использовать контакты, рассмотренные при
описании коммутаторов с пространственным разделением. При ис-
пользовании амплитудной модуляции все требования, предъявляе-
мые к контактам в коммутаторах с пространственным разделени-
ем, сохраняются и для коммутаторов с импульсно-временным раз-
делением. Кроме того, предъявляются дополнительные требования
к быстродействию контакта.
7.2. Группообразование электронных
коммутационных схем
Основная задача группообразования состоит в оп-
ределении структуры коммутационной схемы узла, связи отдель-
ных групп приборов и линий между собой с учетом поступающей
нагрузки, качества обслуживания и сложности устройств управле-
ния. Решения этой задачи в общем виде тока щет.
На практике задача группообразования обычно сводится к оп-
тимальному построению вариантов коммутационной схемы, кото-
рые обеспечивали бы возможность соединения между собой опре-
деленных входов и выходов и имели бы при этом минимальное чи-
сло точек коммутации. Для выбранных вариантов коммутацион-
ной схемы определяются качество обслуживания поступающих вы-
228
зовов, сложность управляющих устройств и производится оконча-
тельный выбор варианта системы.
Группообразовапне коммутационных схем с пространственным
разделением соединительных путей во многом аналогичны схемам
группообразования координатных АТС. Наиболее простой являет-
ся одпозвеиная схема группообразования.
На рис. 7.11а представлена полнодоступная неблокирующая од-
нозвенная схема группообразования, позволяющая соединять меж-
ду собой Д' двусторонних линий связи. Все N линий соединены ме-
жду собой по принципу «каждая с каждой», при помощи электрон-
ных контактов, «поставленных в точках ‘пересечения этих линий и
образующих треугольную матрицу. Такая схема группообразова-
ния не вносит потерь и позволяет соединять между собой любое
число соединительных линий, включенных в коммутационную схе-
му, причем каждая пара линий соединяется между собой замы-
канием электронных контактов в одной точке коммутации. Число
точек коммутации g в этой схеме группообразования зависит
только от числа соединительных линий и определяется из выраже-
ния
ТУ (ТУ— 1)
2
Рис. 7.12
Однозвенная схема группообразования, изображенная на рис.
7.116, также «позволяет соединять -между собой любую пару линий,
но в отличие от предыдущей схемы для соединения необходимо
замкнуть электронные
контакты в двух точках
коммутации, принадлежа-
щих этим линиям н лежа-
щих в одном 'вертикаль-
ном ряду. В зависимости
от числа вертикальных
рядов контактов tn рас-
сматриваемая схема груп-
пообразовапия может вно-
сить потери или осуществ-
лять соединение без по-
терь. При т=п!2 схема
не вносит потерь, при
m<z п12 будут существо-
вать потери. При заданной величине нагрузки создаваемой N
линиями, и заданной величине «потерь р величину m=f(YN, р) не-
трудно определить, пользуясь обычными методами расчета полно-
доступных пучков линий. Число точек коммутации в этой схеме
группообразования равно g=Nm.
На рис. 7.12 представлена двузвенная схема группообразова-
ния, позволяющая, как и в предыдущих случаях, соединять меж-
ду собой W двусторонних линий. Как видно из этой схемы, все N
229
линии (разбиваются на k -групп по ti=N/k линий ib ‘каждой. Каж-
дая группа из п линий включается в коммутатор первого звена,
подобный -однозвенной «схеме .рис. 7.116. Выходы 'из коммутаторов
первого звена включены в треугольную-матрицу, подобную рис. 7.11 о,
образующую второе звено. Для того чтобы соединить между собой
две произвольные линии рассматриваемой схемы группообразова-
ния, необходимо замкнуть три
Ряс. 7.13
занятости всех т выходов.
точки коммутации по одной в
коммутаторах первого звена и од-
ну в треугольной матрице второ-
го звена. Так, соединить между
собой линию 1 первого коммута-
тора п линию п k-ro коммутато-
тора (см. рнс. 7.12) можно, замк-
нув, например, точки коммута-
ции, отмеченные штриховкой.
Как уже указывалось, в комму-
таторах первого звена при tn<ji
возможны потери .вызовов -из-за
зе звено потерь не вносит, поэтому
при построении схемы число выходов tn из коммутаторов первого
звена должно быть выбрано с таким расчетом/ чтобы обеспечить
заданную норму потерь. Число точек коммутации в схеме группо-
образования рис. 7.13 можно определить из выражения
g^un + ^l^-Ч.
На рис. 7.13 изображена двузвенная схема группообразования,
оба звена которой составлены из коммутаторов, имеющих схему
рис. 7.116. Для соединения между собой двух произвольных линий
в рассматриваемой схеме необходимо включить электронные кон-
такты в четырех точках коммутации. Б качестве примера на рис.
7.13 штриховкой показаны точки коммутации, которые необходи-
мо замкнуть, чтобы соединить между собой через шнуровой ком-
плект ШК линии с номером в первом н Арм коммутаторах пер
вого звена. Для соединения с исходящей или входящей линией не-
обходимо замкнуть электронные контакты в трех точках комму-
тации.
В рассматриваемой схеме группообразования при поте-
ри могут возникать в коммутаторах обоих звеньев, поэтому вели-
чины mi и т* (число ШК, исходящих и входящих линий) должны
выбираться таким образом, чтобы обеспечить при минимальном чи-
сле точек коммутации допустимое качество обслуживания. Нетруд-
но подсчитать число точек коммутации в схеме рис. 7.14:
Аналогичным образом можно построить схемы группообразо-
ваиия с большим числом звеньев. На практике используются схе-
мы группообразования, ‘содержащие до восьми и более звеньев.
230
На рис. 7.14 приведены зависимости числа точек коммутации
g от емкости узла N для рассмотренных схем группообразования
при нагрузке на каждый вход 0,05 эрланг и допустимых потерях
вызовов 5%о- Из рисунка мзидно, что ® однозв-енных схемах группо-
образоваиия число точек коммутации достаточно быстро растет с
ростом N, поэтому эти схемы используются только на станциях
и узлах малой емкости,
не превышающей ста но-
меров. В узлах большей
емкости в зависимости от
конструктивных особенно-
стей электронных контак-
тов, поступающей нагруз-
ки и допустимой величи-
ны потерь используются
двух- и более звенные
схемы группообразова-
ния.
В коммутационных си-
стемах с временным раз-
делением соединительных
путей для обслуживания
группы источников на-
грузки предусматривается
определенное число «им-
W0QQ00 -
woooo
1001)0 -
WOO -
WO
10 -----
Рис. 7.14
пульсных каналов, кото-
рое б ОЦ ограничивается быстродействием электронных контактов.
а также вносимым и переходным затуханиями разговорного тракта
и обычно не '.превышает ЧОО каналов. -В коммутационных «системах
эк
Вне. 7.15
большой емкости источники
наг.рузк-и .всегда разбивают-
ся *на несколько групп, -каж-
дая из которых /имеет свою
общую цепь. Внутри каждой
группы источники нагрузки
могут соединяться между
собой «через свою ОЦ пода-
чей па электронные контак-
ты совпадающих импульс-
ных последовательностей.
Источники нагрузки разных
групп могут соединяться ли-
бо с предварительным пере-
ходом и а частоты разговор-
ного спектра, либо путем не-
посредственной коммутации
импульсных каналов общих
цепей. •
При соединении источников нагрузки разных групп с переходом
на частоты разговорного спектра (рис. 7.15) при помощи элек-
тронного контакта из ОЦ выделяется последовательность ампли-
тудно’М'Одули1ро,'Вй1Нных импульсов, принадлежащих 'определенно-
му временному каналу. Затем в звене преобразования АЙМ в ча-
стоты разговорного спектра ЗРЧ а мп литу дно модулированные им-
пульсы преобразуются в спектр разговорных частот. После этого
частоты разговорного спектра при помощи электронного контак-
та преобразуются вновь в амплитудномодулнрованпые импульсы и
вводятся -в общую цепь другой группы источников нагрузки в тре-
буемой временной позиции. Как видно из рисунка, для осущест-
вления взаимных соединений между /г группами источников на
каждый импульсный канал ОН необходимо по k электронных кон-
тактов и одно звено разговорных частот. Если каждая общая цепь
содержит п каналов, то всего указанная схема соединений будет
содержать электронных контактов н (k—1) звеньев разговор-
ных частот.
Более подробно принцип взаимного соединения источников на-
грузки с переходом на частоту разговорного спектра показан на
рис. 7.46. Для соединения между собой абонента А первой груп-
пы п абонента В /г-й группы необходимо подать совпадающие им-
пульсные последовательности на электронные контакты ра и рх,
Рь и ру~ В этом случае токи разговорных частот через электронный
контакт Жа в виде амплнтудномодули ров энных импульсов попа-
дают в О Ни а через контакт Жх —- в звено разговорных частот,
где из амплитудномодулированиых импульсов выделяются и уси-
ливаются составляющие токов разговорных частот. Затем элек-
тронными контактами ЭК'у и Ж'ь полученный аналоговый СИГ-
Рте. 7.16
234
нал преобразуется в амплитудпомодулировапные импульсы, кото-
рые (передаются через ОЦ к абонентской ли’Н'нн абонента В.
К достоинствам рассматриваемого способа соединения следует
отнести то, что в этом случае можно соединять между собой раз-
личные временные каналы общих
цепей, так как при переводе ана-
логового сигнал в импульсный
сигнал, модулированный по ам-
плитуде, не требуется совпадения
импул ьсиых поеледовательностей
ла входе и па выходе ЗРЧ. Недо-
статки данного способа состоят в
том, что для его осуществления
требуется дополнительное обору-
дование ЗРЧ «, кроме того, каж-
дый переход с импульсного кана-
ла на аналоговый и обратно вно-
сит большое затухание, дополни-
тельные шумы и пека жени я.
Схема соединения источников
нагрузки разных групп с непо-
средственной коммутацией им-
пульсных каналов ОЦ показана
на рис. 7.17. Для обеспечения сое-
динения между парой источников
нагрузки необходимо подать сов-
падающие импульсные последо-
вательности на три электронных
контакта: электронные контакты,
подключающие рассматриваемые
источники нагрузки к
своим ОЦ, и групповой
электронный контакт
Г ЭК, соединяющий эти
общие цепи.
В отличие от соеди-
нения с переходом на
частоты разговорного
спектра при непосред-
ственной коммутации
ОЦ непременным усло-
вием является совпаде-
ние временных каналов
обоих соединяемых ис-
точников. Так как груп-
повой электронный
контакт должен обес-
печивать соединение
Рис 7.17
9-90
233
любого числа одноименных «импульсных каналов двух связанных с
ним общих цепей, то по сравнению с обычными электронными кон-
тактами *к характеристикам элементов этого электронного контак-
та должны быть предъявлены повышенные требования. Как видно
из рис. 7.17, для осуществления взаимных соединений между k
группами .источников по п источников в каждой группе необходимо
иметь k (k—1) электронных контактов.
На рис. 7.18 принцип непосредственного соединения ОЦ пока-
зан более подробно. При подаче на электронные контакты совпа-
дающих импульсных последовательностей образу-
ется путь передачи сигналов от источника А к источнику В. При
подаче совпадающих импульсных последовательностей ръ=рз=
~р2=р'а образуется обратный путь передачи сигналов от В к А.
Причем во всем тракте сигнал передается в импульсной форме и
только в абонентских комплектах переводится в аналоговую фор-
му, т. е. из импульсного сигнала выделяется спектр разговорных
частот.
Основным достоинством рассматриваемого способа является
простота его реализации. Недостатки этого способа состоят в том,
что повышаются требования к характеристикам элементов элек-
тронных контактов и что можно соединить только совпадающие по
времени импульсные каналы. Соединение источников не может
быть установлено, если в ОЦ, принадлежащих рассматриваемым
источникам, нет свободных совпадающих каналов, что приводит к
дополнительным отказам в соединении. Для устранения послед-
него недостатка в схемы соединения вводятся специальные устрой-
ства памяти нлн линии задержки, позволяющие согласовывать вре-
менные позиции несовпадающих каналов н -производить «их взаим-
ное соединение.
Методика выбора оптимального варианта схем группообразо-
вания для коммутационных систем
с пространственным и времен-
ным разделением соединитель-
ных путей во многом аналогич-
на, так как схемы группообра-
зовання с временным разделе-
нием соединительных путей мо-
гут быть заменены эквивалент-
ными схемами с пространст-
венным разделением. Так, схе-
ма группообразования, изоб-
раженная на рис. 7.17, может
быть представлена эквива-
лентной схемой, приведенной
на рис. 7.19. Однако анализ и
преобразования таких эквива-
лентных схем должны произ-
водиться с учетом сложности
управляющих устройств, так
как при временном разделении соединительных путей схема груп-
пообразования оказывает большее влияние на сложность управ-
ляющих устройств, чем при пространственном разделении соедини-
тельных путей.
Иногда оптимальный вариант схемы группообразования может
быть получен сочетанием времен кого и пространственного способов
разделения соединительных путей. Более подробное изложение во-
просов (построения схем «групп ©образования можно «найти © [10,
64, 83].
7.3. И КМ и интегральные сети связи
В коммутационных схемах с пространственным и с
временным разделением сигналов .при использовании ампли-
тудной 'Модуляции электронные контакты должны обеспечивать
коммутацию сигналов, имеющих большой динамический диапазон
порядка 60 дБ. Это значит, что коммутационные элементы должны
без искажений передавать сигналы, амплитуда которых меняется
в 10000 раз (от долей вольта до десятков микровольт).
Необходимость коммутации слабых сигналов требует принятия
особых мер по защите коммутационной схемы от помех, так как
помехи с амплитудой в несколько десятков микровольт могут су-
щественно исказить или даже полностью подавить слабые сиг-
налы,- передаваемые через коммутационную схему. Кроме того,
наличие слабых сигналов ограничивает допустимую величину за-
тухания, вносимого в тракт передачи линейным и станционным
оборудованием сети связи
Большой динамический диапазон речевого сигнала (предъявляет
повышенные требования к линейности амплитудных характери-
стик элементов коммутационной схемы. Электронные контакты в
коммутационных схемах с пространственным или импульсно-вре-
менным разделением сигналов п с амплитудной модуляцией долж-
ны обеспечивать большой перепад сопротивлений в открытом и за-
крытом состояниях (/?з/Яо=Ю6) при /?о< 1 Ом и хорошей линейно-
сти характеристик во всем динамическом диапазоне передаваемых
сигналов.
В настоящее время еще ие создан электронный контакт с при-
емлемой для практического использования стоимостью, в полной
мере удовлетворяющий указанным требованиям. Поэтому в пос-
леднее время все большее внимание уделяется исследованиям воз-
можности использования для целей автоматической коммутации
дискретных (цифровых) способов кодирования и разделения сиг-
налов.
Одним из наиболее распространенных дискретных способов ко-
дирования и разделения сигналов является импульсно-кодовая мо-
дуляция (ИКМ), предложенная еще в 1926 г. Импульсно-кодовая
модуляция долгое время не находилв првктического применения,
так как для ее реализации требовалось значительно большее чис-
ло активных элементов, чем, например, для систем с частотным
9* 235
разделением сигналов. Имевшиеся в то время электронные лампы
не обеспечивали требуемую надежность н экономичность систем
с И КМ. После появления полупроводниковых элементов системы с
И КМ начали широко разрабатываться л использоваться в разных
странах, вначале для уплотнения кабельных и радиорелеййых ли-
ний связи, а позднее и в системах телефонной коммутации (9,32].
Дальнейшее развитие электроники позволяет не только обеспечи-
вать высокую надежность систем ИКМ, но и существенно сни-
жать расходы при производстве и эксплуатации этих систем.
В отличие от системы с пространственным разделением сиг-
налов н систем с амплитудной модуляцией, где сигнал передается
либо непосредственно, либо с использованием линейных преобра-
зований, в системах с ИКМ значение амплитуды сигнала переда-
ется в виде числа, закодированного обычно бинарным кодом, ког-
да каждому значению амплитуды сигнала соответствует опреде-
ленная комбинация импульсов кода, отличающаяся числом и рас-
пределением импульсов по разрядам кодовой комбинации. Это обе-
спечивает высокую помехозащищенность систем с ИКМ, так как
сигнал будет искажен только при значительном искажении формы,
амплитуды и взаимного расположения импульсов кодовой комби-
нации.
Наличие регенераторов с пороговым значением срабатывания,
равным приблизительно половине амплитуды импульса, позволяет
в принципе регенерировать импульсы в условиях, когда помеха
достигает почти половины их амплитуды. Практически система ус-
тойчиво работает при величине помех, достигающих четвертой ча-
сти амплитуды импульса. С помощью линейного усилителя
и регенератора импульсы могут быть восстановлены до их пер-
воначальной формы, поэтому качество -передачи и амплитуда
декодированного сигнала в системе ИКМ слабо зависят от зату-
хания, шумов и искажений, вносимых каналами связи и коммута-
ционным оборудованием.
В системах с ИКМ появляется возможность создания так на-
зываемых интегральных систем связи [78], в которых используют-
ся общие принципы передачи дискретной (телеграфной и телекодо-
вой) н аналоговой (телефонной) информаций и единые- способы
разделения каналов как при передаче сообщений по линиям, так
и при коммутации их на АТС.
Процессы распределения сообщений в коммутационных систе-
мах с ИКМ можно разделить на две части: получение ИКМ сиг-
налов и коммутация временных, каналов (распределение сообще-
ний между входами и выходами коммутационной системы). Пре-
образование речевых сигналов в ИКМ сигналы и обратно в ком-
мутационных системах аналогично преобразованию в системах
уплотнения -с ИКМ [38, 87], поэтому здесь оно будет (рассмотрено
достаточно кратко.
ИКМ сигналы получаются путем дискретизации во времени,
квантования по амплитуде, компрессии и кодирования в цифровом
’236
коде. Обычно операция дискретизации осуществляется параллель-
но с образованием временных кащало® -передачи сообщений (вре-
менным разделением «путей), а операция юв антов ания и компрес-
сии параллельно с операцией кодирования. Операция дискретиза-
ции превращает аналоговый речевой сигнал в последовательность
амплитудномодулироваиных импульсов. Так как при дискретиза-
ции речевого сигнала каждый импульс квантования занимает толь-
ко небольшую часть периода дискретизации, то в результате пос-
ледовательной дискретизации в течение периода нескольких ре-
чевых снгпалов образуются временные каналы.
В системах с И КМ дискретизация речевого сигнала произво-
дится обычно с частотой 8 кГц и по одной физической линии об-
разуют 24 или 32временных канала. Это позволяет обеспечить
достаточно высокое качество передаваемой речи и эффективное
использование каналов при относительной простоте устройств
ИКМ.
Значение амплитуды каждого импульса, полученного при дис-
кретизации речевого сигнала, операцией кодирования превраща-
ется в цифровой код
(чаще всего в бинар-
ный цифровой код). На
рис. 7.20 показана по-
следовательность пре-
образования речевого
сигнала. Речевой сиг-
нал операцией дискре-
тизации превращается
в последовательность
амплитуда омодул и р о-
ванн ых
импульсов
(рпс. 7.20а), а затем
операцией кодирования
в бинарный цифровой
код (рис. 7.206). В рас-
сматриваемом примере
использован трехраз-
рядиый бинарный код,
позволяющий закоди-
ровать восемь уровней
АИМ сигнала. Переда-
ча по линии ИКМ сиг-
«Рте. 7.20
налов однополярным кодом (рис. 7.206) приводит к увеличению
мощности Е сигнала на низких частотах. (Примерный график рас-
пределения энергии ИКМ сигнала в зависимости от частоты приве-
ден в левой части (рис. 7.206J. Чтобы уменьшить энергию переда-
£) В настоящее время в соответствия с рекомевдаиия<М|И МККТТ считается
наиболее перспективными 32-ка!иальные системы ИКМ.
ваемых сигналов, а следовательно. уменьшить перегрузку группо-
вого тракта на низких частотах, выбирают специальные коды, на-
пример, биполярный код (рис. 7.20а), который получается из одно-
полярного кода ш-ввертнрова’нием 'смежных импульсов. Как .видно
из рис 7.20а, биполярный код позволяет заметно уменьшить энер-
гию в низкочастотной части передаваемого по линии ИКМ сиг-
нала.
Если дискретизация аналогового сигнала происходит с частотой
/й, Гц, а кодирование амплитуды сигнала производится г разряд-
ным кодом, то для передачи указанного ИКМ сигнала в канале
необходимо обеспечить скорость Sh—fjiT имп. с-1. Скорость пере-
дачи импульсов в линии, содержащей п ИКМ каналов, будет рав-
на Sa-f^rn имп. С“1
Амплитуда речевого сигнала в ИКМ системах передается ря-
дом дискретных значений, поэтому точность кодирования зависит
от числа дискретных уровней квантования амплитуды сигнала, ко-
торые учитываются при кодировании. Наиболее широко исполь-
зуется квантование по 128 уровням. В этом случае для передачи
значений амплитуды сигнала требуется семиразрядный код (27=
=128). Нетрудно подсчитать точность такого квантования. Если
предположить, что максимальная амплитуда речевого сигнала рав-
на 1 В, то при линейном квантовании по 128 уровням каждая «сту-
пенька» квантования будет равна А(7=1 : 128=0,00781 В. Различ-
ные уровни речевого сигнала, лежащие в пределах этой ступень-
ки, будут кодироваться одной и той же импульсной комбинацией
и декодироваться на приемном конце в сигналы одинакового уров-
ня. Так, все сигналы, амплитуда которых лежит в пределах Ucdc
+0,0039 В, будут закодированы и приняты на приемном конце как
сигналы с амплитудой Uc, В.
При использовании семиразрядного кода необходимо обеспе-
чить .передачу п-о «авалу Sft=^-r=8-103-7=103 имп. с-1. Если
еще учесть, что обычно к каждой семиразрядной кодовой комби-
нации добавляется один разряд для целей контроля и сигнализа-
ции, а после окончания цикла дискретизации передается еще один
кадровый импульс, то по линии, уплотненной /1=32 временными
ИКМ каналами, необходимо передавать $л=.Мг+ 1)п+/й=
=8 -103 (7 +1) • 32+8 -103=2,056 • 106 имп. с~*.
Встречаются системы ИКМ, использующие для образования
ИКМ сигналов шестиразрядный код (квантование по 2е=64 уров-
ням). В этом случае скорость передачи по каналу
=8-103-6=48-103 имп. с-1, а по линии — Sn=f/t(r+l)n+At=
=8- 103(бЧ-1) -32+8-103= 1,8-106 и мп .с “Л Однако при квантовании
по 64 уровням точность квантования меньше, так как величина
«ступеньки» Д£7=1 :64=0,0156 В и, следовательно, все сигналы с
уровнем (7с+0,00781 В будут закодированы и приняты на прием-
ном конце как сигналы уровня ВС1 В.
Разность между исходным речевым сигналом и сигналом, по-
лученным после декодирования, «называется шумом квантования
238
по уровням. Процесс квантования сигнала по уровням является в
ИКМ системах основным источником шума. Причем абсолютный
уровень шума зависит от числа уровней квантования. Этим объ-
ясняется выбор для большинства систем ИКМ семиразрядного ко-
да, так как квантование сигналов по 128 уровням даже при мно-
гократном преобразовании речевого сигнала в ИКМ сигнал и об-
ратно сохраняет шумы па приемлемом уровне. Квантование на
меныпее число уровней ограничивает число таких преобразований,
а дальнейшее увеличение числа уровней квантования требует уве-
личения числа линейных ретрансляторов ширины полосы частот
для передачи ИКМ сигналов по линии и повышает требования к
быстродействию аппаратуры.
Применение линейного квантования сигналов по уровню, когда
весь динамический диапазон разбивается на 2Г одинаковых уров-
нен, приводит к слишком большой погрешности при кодировании
слабых сигналов. Так, при максимальной амплитуде сигнала, рав-
ной 1 В и динамическом диапазоне, минимальная амплитуда сиг-
нала будет равна 0,001 В. При семиразрядном коде, когда кван-
тование ведется ступеньками С/с±0,0039 В, отношение шум/енг-
лал при передаче сигнала с минимальной амплитудой будет рав-
но £/щ/£/<.—0,0039/0,001 = 3,9, а при шестиразрядном коде
=0,00781/0,001 ==7,81.
Чтобы улучшить соотношение шум/сигнал перед кодировани-
ем, динамический диапазон передаваемых сигналов сжимается —
сигналы малого уровня усиливаются сильнее, чем сигналы боль-
шого уровня. В результате сжатия (компрессии) динамического
диапазона уровни сигналов, поступающих на кодирующее устрой-
ство, будут слабо зависеть от уровня речи говорящего. На при-
емном конце производится расширение динамического диапазона
до первоначального значения.
Для более полного согласования с характеристиками чувстви-
тельности человеческого уха характеристику компрессора, осуще-
ствляющего сжатие динамического диапазона речевых сигналов,
выбирают обычно логарифмической. Так, в американской системе
ИКМ Т-1 [9] характеристика компрессора определяется выраже-
нием:
у __ 1в (1 A Uс)
1п(1-}-А) •
Однако техническая реализация логарифмической характери-
стики компрессора трудна и потому во многих ИКМ системах кри-
вая характеристики компрессора образуется комбинацией линей-
ных функций. В более высококачественных ИКМ системах кривая
характеристики компрессора составляется из семи или тринадца-
ти отрезков, а в упрощенных ИКМ системах — из'пяти или трех
отрезков (рис. 7.21). Сжатие динамического диапазона даже при
помощи упрощенных компрессоров позволяет заметно улучшить
величину отношения шум/спгнал, а следовательно, и качество пе-
редачи сигналов в ИКМ системах.
На рис. 7.22 приведены, для примера, зависимости отношения
шум/снгнал от амплитуды сигнала при линейном квантовании по
уровню (кривые с) и при квантовании с использованием простей-
шего компрессора (кривые б) Как видно из кривых, при увели-
чении числа уровней квантования с 2d=64 до 27= 128 уровней без
устройств сжатия динамического диапазона (кривая а) при пере-
даче слабых сигналов отношение -шум/си-гнал снижается в 2—3 ра-
за. Наиболее заметное снижение этого отношения (в 10—15 раз)
происходит при использовании устройств сжатия динамического
диапазона (кривые б).
Как уже говорилось, операция квантования и компрессии тес-
но связана с операцией кодирования. В первых ИКМ системах,
например, в американской системе Т-1, при преобразовании сиг-
Рис. 7.23
налов последовательно .использовались устройства дискретизации,
квантования, компрессии н линейного кодирования. Упрощенная
структурная схема преобразования приведена на рнс. 7.23. Рече-
вые сигналы, поступающие от абонентов системы, при помощи
электронных контактов ЭК превращаются в последовательность
импульсов, модулированных по амплитуде. Ам плиту дном одул иро-
240
ванные импульсы усиливаются амплитудным усилителем Л Ус,
подвергаются компрессии в компрессоре К, вновь усиливаются,
квантуются и превращаются в ИКМ сигналы в линейном кодирую-
щем устройстве Л1\. На приемном конце происходит обратное пре-
образование в речевые сигналы при помощи линейного декодирую-
щего устройства ЛД, экспандера Э, амплитудных усилителей Л Ус
и электронных контактов Э1\.
Для удовлетворительного качества передачи речевых сигналов
в таких системах требуется очень точное совпадение характери-
стик компрессора и экспандера, а также должна быть обеспечена
линейность амплитудных характеристик Л Ус в диапазоне до 60 дБ
и полосе частот до <100 МГц. Техническая реализация этих тре-
бований достаточно трудна. Кроме того, рассматриваемая схема
содержит много аналоговых устройств, требующих специального
подбора и согласования характеристик.
В последующих разработках предпринимались попытки мак-
симальной замены аналоговых устройств дискретными схемами.
Так, во французских ИКМ системах {89] аналоговые компрессор
и экспандер заменены их цифровыми эквивалентами, которые вме-
сте со схемой квантования и кодирования образуют нелинейное
кодирующее устройство (рис. 7.24), которое позволяет упростить
проблемы согласования работы компрессора и экспандера за счет
замены 90% аналоговых устройств цифровыми устройствами, не
требующими подбора элементов согласования характеристик и
температурной стабилизации. Нелинейное кодирующее устройство
состоит из цифрового усилителя сравнения сигналов (компарато-
ра) К, матричного декодирующего устройства Д н цифрового цен-
трирующего устройства Ц. В процессе преобразования компаратор
сравнивает амплитуду входного АГ1М сигнала с амплитудой сиг-
нала обратной связи и генерирует кодовое слово, которое являет-
ся цифровым эквивалентом амплитуд поступающих АГ1М сиг-
налов. Матричное декодирующее устройство воспринимает кодо-
вые слова, появляющиеся на выходе компаратора, и преобразует
их в аналоговый сигнал соответствующей амплитуды, который по-
дается затем в качестве обратной связи на вход компаратора. На-
пряжение обратной связи в матричном декодирующем устройстве
увеличивается ступеньками до напряжения АИМ сигнала. Таких
ступенек столько, сколько разрядов в ИКМ сигнале. На каждой
такой ступеньке компаратор генерирует один разряд кода. Одно-
временно с этим в матричном декодирующем устройстве произво-
дится компрессия сигнала.
Цифровое центрирующее устройство следит за потенциалом
линии в промежутках между АИМ сигналами и меняет в соответ-
ствии с этим величину начального напряжения обратной связи,,
уменьшая тем самым влияние, которое может оказывать на каче-
ство преобразования сигналов появление случайных потенциалов-
и а входе кодирующего устройства.
Дальнейшее развитие ИКМ систем привело к созданию коди-
рующего устройства с памятью (рис. 7.25). Наличие памяти поз-
волило в данном кодирующем устройстве производить преобра-
зование аналоговых речевых сигналов' в ИКМ сигналы с одновре-
менным образованием временных каналов. В связи с этим в схе-
ме отсутствует предварительная дискретизация речевого сигнала
при помощи электронных контактов.
Кодирующее устройство состоит из компараторов К, которые
оборудуются и а каждом ич канале; запоминающего устройства-
ЗУ, имеющего по одной ячейке (памяти на канал; счетчика с «пе-
ременной скоростью счета СПС; блока считывания БС; генерато-
ра пилообразного напряжения ГПН в блока синхронизации.
Генератор пилообразного напряжения работает с частотой
8 кГп синхронно со счетчиком. Скорость счета счетчика неодина-
кова и изменяется в соответствии с выбранной кривой компрессии
сигнала. Максимальная скорость счета порядка 15 МГц лежит в
области малых амплитуд генератора пилообразного напряжения,
а минимальная (20—300 кГц) —в области больших амплитуд. На-
пряжение от ГПН подается на компараторы, где сравнивается с
напряжением речевого сигнала. Когда напряжение ГПН превысит
напряжение речевого сигнала, компаратор выдает импульс, про-
изводящий запись показания счетчика в соответствующую этому
компаратору ячейку ЗУ. Так как счетчик работает синхронно с
ГПН, то в ячейках памяти ЗУ за один такт работы ГПН будут
записаны кодированные величины амплитуд речевых сигналов всех
каналов. (Предполагается, что максимальное значение амплитуд
ГПН больше максимального значения амплитуды речевого сигна-
ла в любом канале). Записанная в ячейках ЗУ информация при
помощи блока считывания может быть считана н передана в об-
щий тракт в любой временной позиции. Аналогично может быть
построено и декодирующее устройство. Так как ячейки каналов,
где амплитуды сигналов одинаковы, заполняются одновременно-
го число каналов не влияет на скорость работы счетчика.
В кодирующем устройстве с «памятью каждому каналу предо-
ставляется свой компаратор и ячейка памяти, поэтому с ростом
242
числа каналов возрастет и объем оборудования. Это является ос-
новным недостатком схемы. Достоинства схемы состоят в том, что
•она практически не содержит аналоговых устройств.
Как уже указывалось, для передачи речи в виде ИКМ сигна-
лов требуется канал, обеспечивающий передачу до 56-1О3 имп. с-1.
Так как в линии, уплотненной ИКМ системами, образуют часто
до 100 и более временных каналов, то скорость передачи может
достигнуть несколько миллионов импульсов в секунду. При такой
скорости передачи длительность импульсов и интервалов между
ними измеряется долями микросекунды. Надежный прием ИКМ
сигналов в этих условиях может быть обеспечен только при безу-
пречной синхронизации работы всех устройств. Обеспечение необ-
ходимой точности работы системы синхронизации является доста-
точно сложной задачей даже внутри одной ИКМ системы, не го-
воря уже о коммутационных системах, которые могут быть разне-
сены друг от друга на десятки километров, когда время распро-
странения импульсов по линии становится во много раз больше
длительности импульса и, -кроме того, оно существенно зависит от
температуры окружающей среды, шумов и помех на линии.
Рассмотрим три узла коммутации А, В и С, связанных между
собой соединительными линиями (рис. 7.26). Пусть устройства
синхронизации этих узлов имеют общий тактовый генератор ТГ,
Рис. 7.27
Рис. 7.26
снабжающий узел А тактовой частотой Тд, узел В — тактовой ча-
стотой Тв> а узел С — тактовой частотой Тс- Даже, если считать
тактовый генератор идеальным и способным выдавать абсолютно
одинаковые тактовые частоты па все узлы, то ИКМ сигнал, пе-
редаваемый из узла А в «момент времени, определяемый тактовой
частотой ТА, достигнет узла В в момент времени TA~\-tAB~\-x(t),
где tAB является средним временем распространения ИКМ сигнала
по линии между узлами А и В, a x(t) — колебанием этого време-
ни, зависящим от расстояния, температуры среды, мощности пе-
редаваемого сигнала шумов и помех на линии. Неточность приема
и коммутации ИКМ сигналов на узле В при использовании так-
товой частоты Тв будет совершенно неизбежна. Причем эта неточ-
ность обусловлена в основном колебаниями времени распростра-
нения x(t), так как среднее время распространения tAB можно
учесть, сдвинув предварительно на эту величину тактовые частоты
ТА и Тв- Таким образом, обеспечить правильный прием ИКМ сиг-
налов и их коммутацию на узлах можно только на базе использо-
вания асинхронного принципа.
Одним из возможных способов асинхронного приема ИКМ сиг-
налов с учетом переменной величины времени распространения по
линиям является использава’ние буферной «памяти БПВ, которая
устанавливается на входе в узел коммутации (рис. 7.27) и позво-
ляет задержать поступающий по линии сигнал до момента вре-
мени Тв. Сигналы, поступающие от узла /1, записываются в БПВ в
моменты времени, определяемые частотой 7д-|~£ав+т(7), а считы-
ваются в моменты времени, определяемые частотой Тп- Следова-
тельно, емкость буферной памяти должна быть такой, чтобы ее
хватило для записи информации, поступающей с линии за время,
равное максим аль-но возможной величине 4,(1). В этом случае
может быть обеспечен прием ИКМ сигналов без потери информа-
ции.
При наличии буферной памяти на входах узлов коммутации
необходимость в общем тактовом генераторе отпадает, п он может
быть заменен независимыми тактовыми генераторами на каждом
узле (рис. 7.28). Так как в этом случае тактовые частоты ТА) Тв,
Тс являются совершен-
но независимыми, раз-
личие между моментом
Рис. 7.28
записи сигнала в БП
узла и моментом счи-
тывания его под воз-
действием тактовой ча-
стоты определяется ие
только колебаниями
z(t), но и разностью фаз в тактовых генераторах ТГ узлов, между
которыми это сообщение передается. Из-за нестабильности частот
тактовых генераторов указанная разница фаз может достигать зна-
чительной величины. Вследствие разности фаз ТГ время между мо-
ментом записи сигнала в БП и моментом его считывания может
достигать такой величины, что, если приемный ТГ отстает от пере-
дающего ТГ, то для хранения сигнала не хватает емкости буферной
памяти, а если приемный ТГ опережает передающий ТГ, то к мо-
менту считывания в буферную память еще не поступила новая
информация. В этих случаях необходима коррекция фазы такто-
вых генераторов, и приходится либо терять часть информации, про-
пуская при считывании часть ячеек буферной памяти, либо терять
часть временных позиций (каналов), ожидая поступления новой
информации. И в том, и в другом случаях возникают помехи в
разговорном тракте.
Величина помехи определяется точностью частот тактовых ге-
нераторов соседних узлов, так как это в основном определяет пе-
риоды между коррекциями фазы. Для того чтобы исключить по-
мехи, возникающие при коррекции фазы тактовых генераторов,
необходимо создавать специальные временные интервалы (каиа-
лы), свободные от информации, число которых определяется чис-
лом необходимых коррекций фазы.
Узел коммутации должен обеспечивать взаимные соединения
между каналами различных пучков. При помощи электронных
контактов, установленных между групповыми трактами системы
коммутации, возможна коммутация только одноименных каналов,
имеющих совпадающие временные интервалы. Если в групповом
тракте, куда должен быть направлен вызов, соответствующий вре-
менный интервал занят под передачу другого сообщения, то не-
смотря на наличие в тракте свободных каналов, использующих
другие временные интервалы, соединение не может быть установ-
лено. Это приводит к дополнительным потерям вызовов, а на сту-
пенях искания, где необходимо обеспечивать соединение каждого
канала с каждым, применение такого способа коммутации невоз-
можно.
Для обеспечения коммутации каждого входящего канала с каж-
дым исходящим каналом необходимо иметь возможность переста-
навливать временные интервалы каждого канала. Перестановку
можно осуществлять при помощи запоминающих устройств, уста-
навливаемых на входах и выходах групповых, трактов. Для того
чтобы переставлять каналы в любые временные интервалы, ем-
кость должна обеспечивать возможность задержки информации,
поступающей по групповому тракту, на время не менее одного пе-
риода квантования исходного речевого сигнала. Практически чис-
ло ячеек памяти обычно берется равным числу временных кана-
лов в групповом тракте.
Рис. 7.29
Упрощенная структурная схема коммутации между двумя груп-
повыми трактами приведена на рис. 7.29. Так как ячейки памяти,
устанавливаемые на концах групповых трактов, предназначены для
хранения информации, поступающей по каналам, условимся назы-
вать их информационной памятью (ИП). Кроме запоминающих
устройств, хранящих информацию для осуществления коммута-
ции, необходима другая группа запоминающих устройств для хра-
нения адресов каналов и точек коммутации, которые следует вклю-
чать при коммутации входов и выходов системы коммутации. Эту
группу запоминающих устройств будем называть управляющей
памятью (УП).
На рис. 7.29 показаны три звена коммутации между двумя груп-
повыми трактами i и /; звено А временной коммутации, осуществ-
ляемой при НПлг, звено В пространственной коммутации
ПКц и звено С временной коммутации, осуществляемой МПс*
Процессом коммутации управляют устройства памяти управле-
ния УПА., УПв и УПС в которых хранятся номера временных
интервалов и адреса точек коммутации, используемых при комму-
тации каждого сообщения.
Принцип действия коммутационной схемы рассмотрим на при-
мере соединения канала, занимающего 12-временную позицию в t-м
групповом тракте, с каналом, занимающим 17-временную позицию
в /-м групповом тракте. Предположим также, что в коммутацион-
ной схеме для считывания с KnAiu записи в ИПс, имеется сво-
бодная 15-времениая позиция. Указанная выше информация о
данном соединении записывается в ячейки памяти УПА1, УПв и
УПС)- Адрес 12-го канала t-ro группового тракта записывается в
15-ю ячейку памяти УПАъ соответствующую временному интерва-
лу, отведенному для считывания и записи информации в MnAi и
ИЙсз при установлении данного соединения. В ячейку памяти УПв,
соответствующую этому же 15-времеинбму интервалу, записывает-
ся адрес «пространственной точки коммутации, связывающей -меж-
ду собой групповые тракты i и /, участвующие в соединении. В
15-ю ячейку ИПа записывается адрес 17-й ячейки ИПс}, соответ-
ствующей номеру временного интервала исходящего канала в /-м
временном тракте
Процесс установления соединения во времени-происходит сле-
дующим образом. В 12-й временной ш-озици-и кодовое слово, несу-
щее информацию об амплитуде разговорного сигнала рассматри-
ваемого канала 4-го временного тракта, записывается в 12-ю ячей-
ку ИПАЬ Считывание с ячеек памяти ИПАъ управление точками
коммутации ПКв и запись в ячейки ИПс} происходят под управ-
лением памяти УП. Обращения к ячейкам памяти УПА{, УПв, УПсз
осуществляются синхронно. В 15-временном интервале, выбранном
для коммутации между ИПА1 и пГГс^ считываются адреса, запи-
санные в соответствующих ячейках УПАг, УПВ и УПСу- В соответ-
ствии с этими адресами в 15-врсмеинбм интервале информация
считывается с 12-й ячейки ИПА1 и передается через точку Ц ПКв
и записывается в 17-ю ячейку памяти ИПсз- В 17-временпбм ин-
тервале эта информация будет считана и передана по 17-му вре-
менному каналу /-го группового тракта.
На рис. 7.30 приведена эквивалентная схема коммутации при
наличии запоминающих устройств на входах н выходах групповых
трактов. Как видно из рисунка, эта схема имеет вид обычной трех-
звенной схемы, в которой в звеньях А н С осуществляется времен-
ная коммутация, а в. звене В —пространственная. Такая схема ком-
мутации может быть ис-
пользована как в режиме
индивидуального, так и в
режиме группового иска-
ния.
При определении соот-
ношений параметров ука-
занной трехзвенной схемы
в процессе ее работы мо-
гут возникать блокировки
вызовов. Из рассмотре-
ния процесса установле-
ния соединения по схеме
рнс. 7.29 видно, что для
Рис. 7.30
осуществления соедине-
ния необходимо наличие свободного, совпадающего временного ин-
тервала для считывания информации «из ИПа1 и записи ее в РШс} •
Если такого интервала нет, то соединение не может быть установ-
лено, происходит блокировка вызова. Наличие блокировки приво-
дит иногда к заметному уменьшению использования групповых
трактов.
Существенно снизить влияние блокировок, а в отдельных слу-
чаях и устранить их совсем, можно путем перераспределения вре-
менных интервалов между установленными соединениями. Пусть,
например, в схеме коммутации (см.'рис. 7.29) нет свободных сов-
падающих временных тштервалов для осуществления коммутации
между HnAi и ИПСу. Пусть в ИПЛ* свободен временной интервал
Тх, а в ИПсз—Tv. В этом случае можно попытаться для какого-
то ранее установленного соединения в ИПС] использовать интер-
вал Ту, освободив интервал Т«, либо в TinAi использовать интер-
вал Тх, освободив Ту.
Если путем однократной замены временных интервалов уста-
новить соединение не удается, можно попытаться сделать после-
довательно несколько замен временных интервалов у ранее уста-
новленных соединений. Так как случай одновременной занятости
всех каналов каждого группового тракта достаточно редок, то пу-
тем серии последовательных замен (перестроений) можно почти
всегда подобрать совпадающие временные интервалы и установить
соединение. Более подробно вопросы перестроения в многозвен-
ных схемах коммутации описаны в [12].
В схемах коммутации временных каналов вопросы перестрое-
ния решаются достаточно просто, так как имеется возможность пе-
рераспределять временные интервалы путем изменения ииформа-
ции iB соответствующих ячейках управляющей памяти.
На 'рис. 7.29 (Показан принцип «коммутации временных «кап алоз
в различных грутвовы-х трактах.
Обычно для осуществления коммутации оборудуются несколько
шнуровых комплектов, каждый из которых управляет соединения-
ми между какой-либо одно» варой групповых трактов. Шнуровой
комплект содержит: совокупность пространственных точек комму-
тации, позволяющих соединять этот комплект с любым групповым
трактом; устройство управляющей памяти УП, управляющее про-
странственной коммутацией, записью и считыванием; устройства
информационной памяти групповых трактов ИП и промежуточ-
ную информационную память ПИП, используемую для переноса
информации из одного группового тракта в другой. Упрощенная
схема такого шнурового комплекта приведена на рис. 7.31, где
показаны входящие и исходя-
щие направления г групповых
. трактов Г’Г\—ГТг с информа-
ционной -памятью И Пу—ИПГ и
один из шнуровых комплектов
ШКу. содержащий управляю-
щую память У Пу, промежуточ-
ную информационную память
ПИП у и группу точек коммута-
ции, 'позволяющую подключать
ПИП к входящему и исходя-
щему направлениям любого
группового тракта. Промежу-
точная информационная па-
мять шнурового комплекта
ПИП аналогична информаци-
онной памяти группового трак-
та ИП. Управляющая память
УП выполняет функции уст-
ройств управляющей памяти
УПл> УПв и УПС. Число ячеек
УП равно числу временных ин-
тервалов в групповом тракте. В каждой ячейке хранится информа-
ция о номере i-ro входящего группового тракта (точки коммута-
ции), номере /-го «исходящего группового тракта (точки коммута-
ции) и номере временного интервала (канала) Тх входящего груп-
пового тракта.
Принцип действия шнурового комплекта рассмотрим и а при-
мере соединения пятого временного канала первого группового
тракта с девятым временным каналом второго группового тракта.
Для управления этим соединением в пятую ячейку У Пу, соответ-
ствующую временному каналу входящего группового тракта, за-
писывается информация 1 = 1, /=0, 7\=5, а в девятую ячейку, со-
ответствующую временному каналу исходящего группового трак-
та, записывается информация 1=0, /=2, Тх—5. В процессе работы
производится поочередное подключение к ячейкам УП.
Для осуществления двусторонней передачи сообщений по ка-
налам каждый временной интервал в ШК делится на три части.
При подключении к пятой ячейке УП происходят:
а) считывание информации, записанной в этой ячейке, опре-
деление номера точки коммутации к входящем}' групповому трак-
ту, включение клапанов указанной точки коммутации и передача
в канал входящего группового тракта информации, записанной в
ячейке Тх—б ПИП;
б) считывание информации с пятой ячейки ИП1 и запись ее в
ячейку Тк=5 ПИП;
в) запись считанной в п. а) информации с пятой ячейки УП
вновь в эту же ячейку.
На этом завершается цикл передачи информации в сторону
вызывающего абонента и накопления информации в ПИП для пе-
редачи ее в сторону вызываемого абонента.
Передача информации в сторону вызываемого абонента про-
исходит при подключении девятой ячейки. При этом производится:
— считывание информации с девятой ячейки УП;
— включение точки /=2, подключение ПИП к исходящему
групповому тракту, считывание информации с ячейками Тх ПИП
и передача ее по каналу исходящего группового тракта;
— считывание информации с девятой ячейки ИПъ запись ее
в соответствии с номером временного интервала Тх, полученным
из девятой ячейки УП, в пятую ячейку ПИП и возвращение ин-
формации в девятую ячейку УП.
В результате указанных действий информация передается из
пятого временного канала первого группового тракта к девятому
временному каналу второго группового тракта и обратно.
Рассмотрим интегральную сеть телефонной связи, использую-
щую изложенные выше принципы ИКМ, на примере французской
системы военной связи [93]. Структурная схема сети представлена
на рис. 7.32. Сеть содержит три типа коммутационных узлов, кон-
центраторы К, к которым подключаются абоненты, оконечные стан-
ции С и транзитные узлы У.
Каждый концентратор рассчитан на включение 50—75 абонен-
тов и связан со своей оконечной станцией одним ИКМ трактом.
Каждая оконечная станция при помощи ИКМ трактов связана с
двумя или более транзитными узлами. Максимальное число ИКМ
трактов, которыми оконечная станция может быть связана с кон-
центраторами и транзитными узлами, равно шести. Транзитные
узлы соединяются между собой ИКМ трактами, образуя сеть в
виде решетки. Транзитные узлы, в зависимости от типа, допуска-
ют включение шести (в этом случае транзитный узел конструктив-
но не отличается от оконечной станции), двенадцати н восемнад-
цати ИКМ трактов. Все ИКМ тракты являются четырехпровод-
ними и имеют емкость по 24 временных канала (23 канала инфор-
мационных и один капал для синхронизации).
Абоненты соединяются с концентратором четырехпроводными
абонентскими линиями. В концентраторе (рис. 7.33) при помощи
Рис. 7.32
Рис. 7.33
костью. Основным конструктивным
6 ИКМ трактов. Оконечная станция
250
электронных контактов
абонентские линии подклю-
чаются ж общему тракту,
имеющему 24 временных
АИМ канала. Частота замы-
кания электронных контак-
тов, а следовательно, и час-
тота дискретизация речевого
сигнала, принята равной
8 кГц. Амплитуда сигнала
каждого временного канала
кодируется в кодирующем
устройстве концентратора
шести раз рядным бинарным
•кодом. В кодирующем уст-
ройстве используется про-
стейший компрессор, харак-
теристика которого подобна
характеристике, представ-
ленной -на рис. 7.21.
Как отмечалось, оконеч-
ные станции и транзитные
узлы отличаются только ем-
блоком является группа из;
состоит из одной такой труп-
пы, а транзитный узел в зависимости от емкости может иметь одну,
две или три группы трактов.
Для обеспечения асинхронного приема входящая сторона каж-
дого ИКМ тракта оборудуется тремя шестиразрядными ячейками
буферной памяти /I, В, С (рнс. 7.34). Фазы тактовых генераторов
Рис. 7.34
корректируются, ‘как описывал ось ранее, во ‘временном интервале,
отведенном для 24-то временного канала, который «не «несет инфор-
мацию. Три ячейки буферной памяти и свободный от информации
24-ii временный канал позволяют обеспечивать достаточно устой-
чивый прием «ИКМ сигналов. Так, търт рассинхронизации частот
записи и считывания, равной IO-7, потеря одного канала происхо-
дит каждые 20 мин, а при рассинхронизации, равной 10“9, — каж-
дые три часа. Это вполне приемлемо для передачи речевой инфор-
мации, но не всегда приемлемо для передачи телекодовой инфор-
мации.
Информация записывается в ячейки буферной памяти последо-
вательно, по мере поступления импульсов из ИКМ. тракта, а счи-
тывается параллельно на шестипроводный выход ръ ..р&
Шесть ИКМ трактов, образующих группу с ячейками буферной
памяти, имеют общий шестипроводный выход. Так как ячейка бу-
ферной памяти заполняется последовательно за шесть тактов, а
считывается параллельно за один такт, то станционные устройства
успевают производить считывание информации, поступающей по
всем шести ИКМ трактам. С шестипровод кого выхода информация
записывается в информационную память группы, которая содер-
жит 24X6—144 шестиразрядных ячеек, по числу каналов всех
трактов групп.
Информационная память совместно со звеном п ростр анствеи-
иоп коммутации используется для коммутации между собой вре-
менных каналов ИКМ трактов. Звено пространственной коммута-
ции содержит несколько шнуровых пар. Основным оборудованием
шнуровой пары является промежуточная информационная память
ПИП и управляющая память УП. По адресам соединений, запи-
санным в УП, в каждом тракте информация из информационной
памяти групп переписывается в промежуточную информационную
память шнуровой пары, а оттуда направляется в соответствующий
тракт в заданной .временной (позиции.
В описываемом интегральной сети связи для оптимизации рас-
пределения потоков используется поисковый способ динамическо-
го управления.
Способ определения пути между абонентами рассмотрим на
примере установления соединения между абонентами А и В, вклю-
ченными в оконечные станции С а н Св соответственно (см. рис.
7.32). Номер вызываемого абонента В (поступает от вызывающего
абонента А через концентратор /< с оконечной станции Са чг реги-
стрируется приборами станции Управляющие устройства станции
сравнивают принятый номер с записанными в памяти номерами
абонентов этой станции. Если вызываемый абонет принадлежит
станции, то управляющие устройства устанавливают соединение
между абонентами через коммутационное поле оконечной станции.
Если вызываемый абонент данной станции не принадлежит, вклю-
чается программа поиска пути. Для этой цели по свободным ка-
налам со станции С а к соседним транзитным узлам Уц, У1? посы-
лается поисковый сигнал, содержащий информацию о виде сигна-
ла и адресе вызываемого абонента — «Поиск В».
Каждый узел, принявший поисковый сигнал, передает 'его даль-
ше всем своим соседним узлам и станциям, записав предваритель-
но в память вид сигнала, номер вызываемого абонента и сосед-
ний узел или станцию, откуда этот сигнал принят. Так, узел Уц
передает поисковый сигнал .на У12, У21 н Са» а узел У12, в свою оче-
редь, передает поисковый сигнал на Уп, У18, У22 и Сл, Узлы Ун,
У is и станция С а, получив тот же поисковый сигнал, определяют
по записи в памяти, что ои поступил вторично и на него ие реа-
гируют. Узлы У1з, Угь У22 передают поисковый сигнал дальше и».
наконец, на пятом шаге поисковый сигнал достигает станции Св>
в которую включен вызываемый абонент В. Управляющие устрой-
стза станции СР„ приняв поисковый сигнал, определяют, что вы-
зываемый абонент принадлежит станции, формируют и посылают
к соседнему узлу, от которого поступил поисковый сигнал (в дан-
ном случае к узлу Ум), сигнал ответа. Уг/, регистрирует сигнал от-
вета в памяти и транслирует его соседнему узлу, помер которого-
252
записан вместе с поисковым сигналом в памяти узла. Таким об-
разом, шаг за шагом сигнал ответа возвращается к исходной стан-
ции С а, отмечая путь по сети Получив
сигнал ответа, станция С л посылает всем соседним узлам сигнал
окончания поиска и коммутации каналов в выбранном пути. Сиг-
нал окончания поиска распространяется так же, как и поисковый
сигнал, и стирает в памяти узлов, через которые не прошел, сиг-
нал ответа информации о поисковом сигнале. На узлах, приняв-
ших сигнал ответа, коммутируются каналы в выбранном пути, сое-
диняя между собой абоненты А и В. Разъединение каналов и сти-
рание в выбранном пути происходит по сигналу отбоя, поступаю-
щему от абонентов.
Одна из технических трудностей создания временных систем
разделения путей, как было показано ранее, заключается в необ-
ходимости обеспечения достаточно точной синхронизации во вре-
мени работы приемной и передающей частей аппаратуры. Это объ-
ясняется тем, что в синхронных системах с временным разделени-
ем каналов информация об адресе сообщения содержится в оче-
редности следования по групповому тракту импульсов нлн кодо-
вых слов, поэтому даже незначительная рассинхронизация при-
емных и передающих устройств может привести к нарушению пра-
вильной последовательности импульсов или кодовых слов и к серь-
езным помехам в распределении сообщений.
Существует возможность {23, 84] производить коммутацию п пе-
редачу по линиям ИКМ сигналов без синхронизации передатчи-
ков и приемников. Для этой цели к каждому кодовому слову, не-
сущему информацию об амплитуде сообщения, присоединяется
дополнительная кодовая группа («адресный код»), определяющая
номер канала или адрес абонента, которому предназначено дан-
ное сообщение. Таким образом, кодовое слово J в адресной систе-
ме состоит из кодовой группы R, определяющей информационное
содержание (амплитуду) сообщения и кодовой группы Р, опреде-
ляющей адрес сообщения
Как уже говорилось, длина кодовой группы Р определяется
числом уровней квантования сигнала и обычно выбирается равной
шести или семи разрядам, что соответствует 26—1—63 и 27—1 —
= 127 уровням квантования. Длина кодовой группы Р определяет-
ся емкостью тракта или системы. Если ограничиться бинарными
системами кодирования с кодовыми словами одинаковой длины, то
число разрядов т кодовой группы Р можно определить из выра-
жения
т — Ins (п + 1),
где п — емкость тракта или системы.
Таким образом, использование адресной системы приводит к
необходимости увеличения скорости передачи импульсов по кана-
лу, причем скорость передачи существенно зависит от емкости си-
стемы. Так, если емкость группового тракта п=24 каналам (т—
=5) и для передачи амплитуды сигнала используется г=7 разряд-
ный код, то 5ЛЙ.—Д /г(г+/п+1) =8-103-24(7+5+1) ==2,94Х
Х106 и мп. с“’.
При п.= 10ОО (7?1=10) s;a«8-ios-1000(7+10+1)«144Х
Х106имп. с-1.
В синхронной системе в этих случаях будет соответственно
S'c = 1,54-10б и S"c =64* 10й имя. с-1, т. е. примерно в 2+2,5 раза
лс
меньше. Такие скорости передачи предъявляют повышенные тре-
бования к полосе частот и аппаратуре. Поэтому естественно стрем-
ление уменьшить длину кодового слова.
Б адресно-кодовой'системе это можно делать только за счет
информационной части кодового слова. Информационную часть
кодового слова можно уменьшить за счет уменьшения частоты
квантования fk или числа уровней квантования г. Однако это при-
водит к снижению качества передачи сообщений, что не всегда же-
лательно. Для этой цели лучше использовать наиболее экономич-
ные с точки зрения числа
передаваемых импульсов ме-
тоды импульсной модуля-
ции, такие, как дельта мо-
дуляция или фазово-импуль-
сная модуляция (ФИМ). Б
отличие от обычной ФИМ, в
адресных системах во вре-
менном интервале -квантова-
ния сигнала передается не
один импульс, а «адресная
группа». При этом адресные
группы передаются по груп-
повому' тракту не в порядке
номеров каналов, а в поряд-
ке возрастания амплитуд
сигналов е в момент кванто-
вания, т. е. в последователь-
ности
Принцип адресной
местным генератором
системы передачи сводится к следующему:
узла коммутации генерируется кривая E(t)
(рис. 7.35). Напряжение Е(1) должно быть периодической функ-
цией времени, период повторения которой совпадает с периодом
дискретизации Т речевого сигнала. Б начале и конце периода на-
пряжение поддерживается равным постоянной величине Eq, кото-
рое несколько больше максимально допустимого напряжения на
входах. Функция E(t) подбирается таким образом, чтобы при су-
ществующем распределении амплитуд сигналов на входах выдача
«адресных групп» была как можно более равномерной. Для того
чтобы избежать передачи чрезмерного количества адресных групп
от каналов, по которым не передается информация, а идет только
254
шум, функция E(t) делает скачок в интервале ±/г/2, расположен-
ном у нулевого значения амплитуды.
На рис. 7.35, помимо функции E(t), показаны напряжения на
входах ei, е3, е4, ец, еп.
На узле коммутации происходит сравнение мгновенных значе-
ний напряжений, заданного входа с напряжением E(t) местного
генератора. В тот момент, когда мгновенное напряжение ег- входа
становится равным мгновенному значению напряжения E(t) мест-
ного генератора, с i-ro входа в групповой тракт выдается адрес-
ная группа В момент, соответствующий началу периода кри-
вой E(t), в линию выдается тактовый импульс в.
Таким образом, в процессе работы системы в соответствии с
распределением мгновенных значений напряжения приведен-
ном на рис. 7.35, в течение периода квантования в групповой тракт
будет передана такая последовательность адресных групп: Р^ Pi,
Ph, Рп>...
На приемной стороне должен быть генератор, генерирующий
функцию E(t) синхронно с передающей стороной (синхронизация
происходит тактовыми импульсами в).
По поступающим с группового тракта адресным группам в со-
соответствующие моменты выходные клапаны присоединяют ме-
стный генератор приемной стороны к требуемому выходу, обра-
зуя на них амплитудномодулированные импульсы.
Может возникнуть состояние, при котором в нескольких кана-
лах одновременно тоявится одинаковое по значению напряжение
сигнала. Но так как адресные группы должны передаваться (после-
довательно, то следует лигбо допустить -потерю остальных адресных
групп, либо «передать «их с некоторой задержкой. И то, и другое
приводит к дополнительным искажениям сигнала. Возможности
по разнесению адресных групп .в опи-сьиваемой системе облегчаются
тем, что период Т распределяется только -между адресными груп-
пами каналов, то которым «в данный момент передаются -сигналы.
Рис. 7.36
На рнс. 7.36 приведена структурная -схема адресной -системы
передачи. Напряжение «речевого сига ал a erfi) поступает на «вход
компaipагора -К, на этот же компаратор поступает «напряжение
E(t) от станционного -генератора .развертки ГР.
Генератор ГР запускается тактовым генератором ТГ, который
в момент запуска посылает в групповой тракт тактовый импульсе.
При совпадении величины мгновенных значений напряжений
ei(t) и E(t) компаратор открывает клапан И и выдает сигнал на
передачу из адресной памяти АП адресной группы Pi. На прием-
ной стороне тактовый импульс улавливается тактовым приемни-
ком ТП. ТП запускает генератор развертки ГР приемной стороны,
генерирующий напряжение E(f). Когда в кодовый приемник КП,
настроенный на адресную группу Р» поступает эта адресная груп-
па, он подает сигнал на схему стробирования С и значение нап-
ряжения E(t) в момент поступления адресной группы Pi переда-
ется на демодулятор Д, где превращается в сигналы тональной ча-
стоты и выдается абоненту.
Если теперь в ячейку памяти адресных групп каждой вызы-
вающей линии записать с помощью регистров кодовую группу ад-
реса вызываемого абонента, то можно осуществлять коммутацию
сообщений между входами и выходами коммутационной схемы, ис-
пользуя адресно-кодовые методы передачи. Имеются попытки осу-
ществления таких систем [82], но они не нашли пока широкого при-
менения.
Таким образом, использование адресных систем передачи поз-
воляет существенно снизить требования к синхронизации устройств
за счет расширения полосы частот канала. Кроме того, адресные
системы передачи речевых сигналов позволяют произвести даль-
нейшую «интеграцию» сетей связи, так как имеется (принципиаль-
ная возможность производить передачу и распределение аналого-
вой и дискретной информации на принципах коммутации сообще-
ний, которые используются в настоящее время в системах пере-
дачи данных.
СПИСОК ЛИТЕРАТУРЫ
1. Аваков Р. А., Копп -М. Ф., Л -и в ш .и ц Б. С., Подвида М. М. Город-
ские координатные автоматические станнин и подстанции. М., «Связь», 1971,
312 с.
2. Автоматическая междугородная телефонная связь. Под ред. Е. А. Зайонч-
к о -в с «кого. М., «Связь», 1969, 298 с.
3. Актом этическая -коммутация и телефония. Под ред. Г. Б. М е т е л ь с к о г о.
М., «Связь», 1968, 272'-с.; G969, 413 с.
4. Ануфриева О. А. Построение крупных городских телефонных сетей. М.»
ВЗЭИС. 1969, 35 с.
5. Ануф.рлеша О. А., Б у тр.имел ко A. iB., Лазарев В. Г. Распреде-
ление соедимительных линий и сообщений на городских телефонных сетях.
Сб. «Управление сетями связи ш синтез управляющих устройств». -М., «Нау-
ка», |1®69, с. 24—78.
6. Ануфриева О. А., Белозерская И. Л. Оптимизация распределения
-канатов ш потоков (сообщений «на сети ’связи. М., ВЗЭИС, 1970, 58 с.
7. Ануфриева О. А., Лазарева М. Н. Методы ептимизацин распреде-
ления (соединительных «линий н-а ГТС. Сб. «Автоматы и управление сетями
связи». М., «Наука», 1970 с. 13—37.
8. А р хангельс«ая А. А., Е р шо© В. А., Р о г и л с к и й В. Н. Основы
построения единой системы «уплотнение — комвиутаадия». — «Электросвязь».
1963, № 5.
9. <Б ар гни Б. Т. Применение систем с имшульсно-кодовой модуляцией © элек-
тросвязи. Итоги «науки и техники. Серия «Автоматика н -радиоэлектроника».
Вып. «Электросвязь», 1969. М.» 'ВИНИТИ, (1970, с. 6—29.
10. Б а ш а р и и Г. П., X а рк-е в и ч А. Д., Ш и ел с AL А. Массовое обслужи-
вание в телефонии. М.- «Наука», 1968, 246 с.
II. Башарин Г. П. Таблицы «вероятностей и средних квадратичных откло-
нений потерь на поля о доступном пучке линий. М,, All СССР, '1062, 128 с.
12. Бенеш (В. Э. Математические основы теории телефонных сообщений. М.
«Связь», »!«968, 291 с.
13. -Б ер ж К. Теория графов л ее трнмеяешие. М., ИД., 4962, G19 с.
14 Бер-тен Ж., РитцЛ, Ружнис Ж- Работа ЭВМ с разделением времени.
М., «Наука», 119)70, 384 с.
15. Бесконтактная коммутация «и электронные АТС. С б. «Техника связи за ру-
бежом». (М., Связь-издагг, 11958,1166 с.
!>6. Бутри-менко А. В. О -поиске -оптимальных путей по изменяющемуся
графу. М. .АН СССР, ОТН. «Техническая кибернетика», 4964, № 6, с. 3—28.
17. Бутрименко А. В., Лаза-ре в В. Г. Система поиска оптимальных ©утей
передачи (сообщений. — «Проблемы передачи «информации», т. 1, 1965, вып. I,
с. 80—87.
18. Б утр©мемко А. В. О среднем расстоянии между вершинами графа.
Сб. «Сети передачи информации м шх автоматизация». М_, «Наука», 4965,
с. 8—26.
19. Бут«р(и ме«ко А. -В., Гинзбург С. Л. Об одном способе децентрали-
зованного дииамюгеского «распределения потоков информации. Сб. «Инфор-
мационные сети и коммутация». М., «Наука», 1968, с. 32—69.
"20. Варшавский «В. И., Воронцова 14. П. О поведении стохастических
автоматов с переменной структурой. — «Автоматика и телемеханика», т. 24,
1963, № 3, с. 201—217.
.21. Варшавскм ii В. И., Воронцова И. П., Це и т л л и М. А. Обучение
стохастических автоматов. Сб. «Биологические аспекты кибернетики». М..,
АН ССОР, ’1962, с. '1-24—4142.
22. В ар ш веска й В. И., Меле шин а М И., Цетлин М. Л. Организация
дисциплины ожидания в системах массового обслуживания с использованием
модели коллективного поведения а-втомаггов. —- «Проблемы «передачи инфор-
мации», т. 4, >1968, с. 74—98.
23. ВенедиктовМ. Д_, Марков В. В., Э н д у с Г. С. Асинхронные адрес-
ные системы связи. 31., «Связь», IIO68, 271 с.
24. Ве-нтцель Е. С. Элементы динамического -П|рограмм-ирован1пя. М., «Наука»,
1964, 175 с.
25. Владимирская М Г., Маре й чета Н. «П., 41 in й л ь Е. И., Ч а-
гае® Н. С. Использование формализованных методов в разработке управ-
ляющих устройств узлов ГТС Сб «Дискретные автоматы «и сети связи». М.»
«Наука», 1970, с. 277—299. -
26. Гаврилов М. А. Построение .релейных устройств и конечных автоматов
из блоков. — «Известия АН СССР, ОТН, Техническая кибернетика», 1963,
№ 3, 48—74 с.
.27. Гасс С. Линейное программирование. М_, Физматгиз, 1961, 303 с.
28. Глушков В. М Синтез цифровых автоматов. М., Физматгиз, .1962, 280с.
29. Глушков В. АГ О применении абстрактной теории автоматов для мини-
мизации микропрограмм. — «Известия АН СССР, ОТН, Техническая кибер-
нетика», 1964, № 1, с. 4S—31.
-30. Г о л ь д б л а т А. Я., Длгошмиск и й Г. М Об одном способе синтеза
центрального блока управления узла коммутации. Сб. «Дискретные автома-
ты и сети -связи». М., «Наука», 1970, с. 32—69.
31. Григорьев Г. Л. АТС системы ARF-I0. «Техника связи за рубежом».
Шведские системы АТС А-204 и ARF. М., Связьизда|Т, 1957, с. 63—77.
32. Гу ревнч В. Э., Л он ушяян 10. Г., Рабинович Г. В. Принципы ИКМ
в системах телефонной связи. М., «Связь», 1968, 88 с.
33. Давыдов Г. Б., Рогинский В. Н. Проблемы построения сетей связи,
Сб. «Информационные сети и коммутация», М., «Нау-ка», 1.968, -с. 5—29.
34. Дьяченко В- Ф., Лазарев В. Г., Саввин Г. Г. Управление на сетях
связи. М.» «Наука», 1967, 223 с.
35. Дюффу-р С. Л. Методика расчета числа каналов симметричной сети ДАТС
с переменной маршрутизацией. Труды ЛИИЖТ, вып. 303, 1969.
36. Дюффур С. Л. Переменная маршрутизация соединения па сети дальней
автоматической -связи железнодорожного 'транспорта. — «Автоматика, теле-
механика и связь». :1970, № 3, с. 48—96.
37. Ев рейнов Э. В., Косаре® 10. Г. Однородные универсальные вычис-
лительные системы .высокой производительности. Новосибирск. «Наука»,
Си б. отд. 1966, 308 с.
38. Егоров К. П. Основы многоканальной связи. М., «Связь», 1964, 416 с.
39. Иванова О. Н., К о х а «и о -в а 3. С., Ц ы г а и км и А. П,- Программное
управление в автоматических телефонных станциях. —«Электросвязь», Я» 5,
196-1, с. 41—50.
40. Иванова О. Н. Электронная коммутация и элементы программирования
в автоматической «телефонии. М., Связьнздат, .1963, 224 с.
41. Исьянов -В. М., Лазаре® В. Г., Паршеико® Н. Я. Децентралмзо-
-ваииый способ динамического распределения информации на автоматически
коммутируемых сетях связи. Сб. «Автоматы и сети связи». М., «Наука».
-М., 1971, с. 1128—199.
42. К л е й прок Л. Коммуникационные сети, стохастические потоки и задержки
сообщений-. М., «Наука», 1970, 255 с.
43. Коган В. С., Кр авчеяко Э. Н., Грязню в КХ М. Автоматические те-
леграфные коммутационные станции. <М., «Связь», .1970, 268 с.
44. Коновал о в Е. Б.» Л аз а.ре в В. Г., Ма рейчев а Н. П., П с ар ев С. А.,
Сапожков А. И., Шпаковски и Г. И. Особенности машин, управляю-
щих узлами коммутации телефонных линий. Сб. «Автоматы и сети связи»-
М., «Наука», >1971, с. 27—73.
45. К у т a uio в П. Д., Л и в ш и ц Б. С., Пошерсти и к А. Л., Хан и и Г. Б_
Городские координатные АТС типа АТС К. «Техника связи». М, «Связь», 1970.
304 с.
46. Лазарев В. Г., Сагалович Ю. Л. Об одном типе коммутационных
схем. — «Автоматика и телемеханика», т. 19, 1958, № 5.
47. Лазарев В. Г., П « и л ь Е. И., С а в в и .н Г. Г. О многопрограммном спо-
собе установления соединения. С б. трудов НИИТС, 1962, вып. 12, с. 14—47.
48. Лазарев В. Г. О построении системы управления сетью передачи и рас-
пределения информации. Сб. «.Проблемы передачи «информадаи». М.,
.АН СССР, вып. 15, 1963, с 9—48.
49. Лазарев В. Г. Управление на автоматических коммутируемых сетях связи.
М„ ВЗЭИС, 1967, 35 с.
50. Л а з а р е в В. Г., П и й л ь Е. И. Синтез управляющих автоматов. М., «Энер-
гия», 1970, 304 с.
51. Лазарев В. Г. Вопросы дн-найи-лчеокого распределения ли формации. М-,
АН СССР, ОТН. «Техническая 'Кибернетика», 1970, № 2, с. -1-80—189.
52. Лазарев В. Г. Вопросы управления распределения информации на сетях
связи. СК «Дискретные автоматы и сети связи», М., «Наша», -970, с. ЕЛ—
1'54.
53. Л а з а .р е в В. Г., М а р е й ч е в а Н. П-, ffl с а р е в С. А. Тенденция раз-
витии управляющих устройств узлов коммутации. Сб. «Автоматы в сети
овя-зи». М., «Наука», 1971, с. 32—76.
54. Лазарева М. Н.. Н а у м ч у к О. Ф., Саввин Г. Г. Определение опти-
мального плана распределения потоков- на ЭЦВМ. Сб. «Синтез дискретных
автоматов и управляющих устройств». М., «Наука», 1963, с. 175—186.
55. Лившиц Б. С. Методы расчета телефонной нагрузки и потерь. С б. Tpv-
дов НИИТС, 4960, вып. 7. с. 3-129.
56. Левшей Б. С. Сельская АТС К-40/80. Лекции по технике связи. М.»
Связьпздат, 4961, 49 -с
57. Л у т о в М. Ф. Квази электронные АТС. Сб. «Техника связи за рубежом».
М., «Связь», 1968, 200 с.
58. Ляпунов А А. О некоторых общих вопросах кибернетики. М., Фиэмат-
гиз, -вып. 1, 1958.
59. Максимов Г. 3., П ш е н и ч « н ко в А. -П. Телефонная нагрузка местных
сетей связи. М., «Связь», 1969 452 с.
60. М а р х а й Е. В., Р о г.и н с к «и й В. И., X а р к е в-н ч А. Д. Автоматическая
телефония. М., Связьпздаг, I960, 536 с.
61. Метельский Г. Б. Координатная АТС. М., Связьиздат, ’961, 190 с.
62. Наумчук О. Ф., Саввяи Г. Г. Оценка пропускной способности сетей
передачи и распределения информации. -Сб. «Сети -передачи информации и
их автоматизация». М.. «Наука», .1965, с. 3—52.
63. Наумчук О. Ф. Определение путей передачи сообщений в сетях связи
с помощью ЭЦВМ. С б. «Информациой'ные сети и коммутация». М_, «Наука»,
1-963. с. 72-1-21.
64. Нейман Б, И. Основы группообразования электронных АТС. М., ВЗЭИС»
1966. 55 с.
65. Павловский И. Е. АТС системы ARF-50. Сб. «Техника «связи за рубе-
жом». Шведские системы АТС А-204 в ARF. М., Связьиздат, 1957, с. 43—63
66. П о в а ро в Г. Н О структурной теории сетей связи. Сб. «Проблемы пере-
дачи .информации», вып. I.5M., АН СССР, 1959, с. II—47.
67. Полесски й В. П-, Сав® и и Г. Г., Тимирязев Е. М. Устройства уп-
равления сетью связи. Сб. «Управление сетями и синтез управляющих уст-
ройств». М., «Наука», .1969, с. 126—151.
68. Рогинский В. М., З’бар Н. Р. Дальняя автоматическая телефонная
связь. М., Трансжелдсфиздат, 1951, 336 с.
•69. Р о гм нс кв] й В. Н. Научные вопросы построения единой системы пере-
дачи информации.—«Вестник АП ССОР», :1962, № >1, с. 66—103.
70. Р о с с и к о в Б. В. АТС системы А-204. Сб. «Техника связи за рубежом».
Шведские системы АТС А-204 м ARF. М., Связьиздат, ilS57, с. 25—43.
71. Саввин Г. Г. Распределение потоков в сетях связи. Сб. «Информацион-
ные сети и коммутация», М.» «Наука», -Ь968, >с. 14—48.
72. Система шюгокаиальиой связи К-4920. Сб. «Техника связи», М., «Связь»,
1968, 480 с.
73. Структура электронных управляющих устройств АТС. С б. «Техника связи
за рубежом». М., .«Связь», .1971, di 16 с.
74. С у т о р п х и и Н. Б., Суздальск .и й Н. Д Расчет иотерь в коммута-
ционных схемах АМТС с учетом (надежности каналов связи. — «Электро-
связь», 1971, № Л.
75. Ф а р а ф омов Л. С., Волкова К. И., Кобленц Я. Г., .Ройтен-
б е р г Е. М. Автоматические телефонные станции декадно-шаговой системы
АТС-47. М.» Связьиздат, .1951.
76. Форд Л. Р., Фалкерсон Д. Г. Потоки в сетях. М., «Мир». 1966, 276с.
77. Харке«вз1 ч А. А. Информация ® техника. — «Коммунист», 1962, №>17.
78. Хариевич А. Д- Применение ИКМ. для построения единой (митеграль-
ной) системы коммутации si уплотнения.—-«Электросвязь», 19.65, № 8,
с. 54—-61.
79. Цетлин М. Л., Б утри мен ко А. В., Гл-избу-рг С. Л. Об одном алго-
ритме управления сетью связи. Проблемы кибернетики. М., «Наука», 1968,
вып. 20, с. 27—38.
S0. Це тли и М. Л. Исследования по теории автоматов и моделированию био-
логических систем. АЦ «Наука», 1969, 316 с.
81. Шеннон К. Работы по теории информации ш кибернетики. М., ИЛ., 1963,
829 с.
82. Ш т а г е р В. В. Экспериментальная система электронной АТС. — «Электро-
связь», 1967, № »1, с. 43—53.
S3. Электронные АТС. Итоги -науки. Радиотехника м электросвязь. Изд. Ин-
ститута научной информации АН СССР. М., 1966, 9—24с.
84. Эрн е. Методы передачи информации с помощью кодов, несущих информа-
цию и адрес <или только адрес. — «Радиотехника», т. 21, 1966, № 7, с. 44—51.
85. Янов Ю. И. О матричных схемах. Докл. АН СССР, т. 113, 1957, № 2,
с. 128—469.
86. Янов Ю. И. О логических схемах алгоритмов. — «Проблемы кибернетики».
AL, Физматгиз, вып. 1, -1958.
87. Якуб Ю. А. Применеаше импульсно-кодовой модуляции для построения
систем многоканальной связи по кабельным линиям. М„ ВЗЭИС, 1967,
51 с.
88. Boehm В. W., Mobley R. L.Adaptive Routing Techniques for Distributed
Communications Systems. — «IEEE Гг. on Comm. Tcchnj», v. COM-17,
1969, n. 3.
89. C h a t e 1 о n A. E. PCM Telephone Exchange Switches Digital Data Like
a Computer. — «Electronics», v. 39, 1965, n.n. 19, 20.
90. Davis R. C. The Post—war Crossbar N 5. The Beil Laboratories Record,
1949, n. 3.
91. Dickinson R. V., Orr W. K. System Ten. A New Approach to Multipro-
gramming. —-«AFIPS Conference Proceedings of 11970 Fall Joing Computer
Conference», 1970, v. 37.
92. Dumousseau C. A Local Area Integrated PCM Telephone Network. —
«IEEE Tr on Comm, and El.», 1964, n. 71.
93. Dumousseau C. An Integrated PCM Network. — «IEEE Tr. on Comm.
Techn.», v. 13, 1965, n. 1.
94. Ford L. R., Fulkerson D. R. A Suggested Computation for Maximal
Multi-Commodity Network Flow. — «Management Science», v. 5, 1958, n. 1.
95. Frank H. A Dinamic Communication Networks. — «IEEE Tr. on Comm.
Techn.», v. COM-15, 1967, n. 2.
96. H a к i m i S. L. Simultaneous Frow Through a Communication Network. —
«IRE Trans.», v. CT-8, 1962, n. 2.
97. Hu'T. C. Multicommodity Network Flows. — «J. Operation Res.», v. Il,
1963, n. 3.
•98. Joel A. E. An Experimental Switching System Using New Electronic Tech-
niques. — «BSTJ.», v. <37, 1958, л. 5.
99. К a 1 a b a R. S., J u n co s a M. L. Optimal Utilisation and Extension of
Interoffice Trunking Facilities. — «Comm, and Electr.», 1959, n. 40.
100. Kalaba R. S. Юн some Communications Networks Problems.—«Proceeding
of Symposia on Applied Mathematics Combinational Analysis», 1960, v. 10.
101. Katz elf К.» Jerndal U. General Presentation of L. M. Ericsson’s Stored
Program Controled System AKE.—«Colloque International de Communication
Eleclronique», iParis, 1966.
102. Magnani R. Some Theorems and Procedures for Loop—Free Routing in
Directed Communication Networks. — «BSTJ.», v. 47, 1968, n. 4.
103. Magnusson B. G. The Stored Program Control Crossbar Switching
System A-2KL— «Colloque International de Communication Eleclronique», Pa-
ris, il‘966.
104. Martin J. Teleprocessing Network Organization. — «Prentice Hall Inc.»,
1970.
105. O.Herman J. Matrix Multiplication in Search for Alternate Routes.—
«Electronical Com. ITT», v. .38, 1963, n. Й.
106. Otterman J. A Proposed Dispersed Control for a Communication Sys-
tem. — «IEEE Internal. Conv. Rec.», v. 13, 1965, n. 2.
107. Rapp G. Planning of Function Networks in a Multi—Exchange Area. —
«Ericsson Technics», 1964, n. 1, 1965, n. 2.
108. Scudder E. J., Reynolds J. N. Crossbar Dial Telephone Switching
System.—«BSTJ», v. 18,11939, n. 1.
109. Shim bel A. Structural Parameters of Communication Networks. — «Bull.
Math Biophys.», v. 15, 1953, n. 4.
110. Tang D. T. Communication Networks with Simultaneous Flow. Require-
ments. — «IRE Trans.», v. CT-9, 1962, n. 2.
Ill. Tang D. T. Bi-path Networks and Multicommodity Flows. — «IEEE Trans.»,
v. CT-11, 1964, n. 4.
112. Vigilante F. S. General Description of ’N. E. Electronic Switching System.
— «1ЕЕ Conference on Switching Techniques for Telecommunications Net-
works, London», 1969.
113. Weber J. H. Some Traffic Characteristics of Communications Networks
with Automatic Alternate Routing. — «BSTJ», v. XLI, 1962, n.- 2.
114. Webster H. L. The SP-1 Electronic Switching System. —«1ЕЕ Conference
on Switching Techiques for Telecommunications Networks», London, 1969.
115. Wilkinson R. Theories for Tele Traffic Engineering in the USA. — «BSTJ»,
1956, n. 35.
ПРЕДМЕТНЫЙ УКАЗАТЕЛЬ
Автомат В16
- - конечный 491
— ' — асинхронный 192
— — синхронный 192
-----полностью определенный 193
-----недоопределенный 193
— мякролрограм-мный 895
Адресно-кодовая система коммутации
и передачи 255
Алгоритм 178
— обслуживания заявок 11
— функционирования управляющего
устройства 178
Анализ moon vckh ой способности ’сети
.143
Асинхронный прием ИКМ (мкпнаюов
246
Блок микропрограммного управле-
ния 164, 1.77
— лернферийного устройства 177
— управления, центральный (ЦБУ)
il«4
— • функциональный 463
— — логический (Л.БФ) 465
-----медленно действующий (МФБ)
Ь67
-----• операторный (ОФБ) .165
Величина сечения 70
Ветвь сети связи 43
Внутренние блокировки <100
Гипотеза о независимости потоков
ЛОО
Городская телефонная сеть 7, 154
Груптсообразоваиие электронных ком-
мутационных систем 230
---------с пространственным раз-
делением каналов 231
—--------с временным разделе-
нием каналов 233
Дерево путей 44
Дизъюнктивное предста вдение -табли-
цы путей 74
Динамическое управление 10, 108
-----централизованное 109
-----территориальное .(зоновое) 114
----- децентрализованное 116
Дискретизация 238
Длина ветви 43
— пути 44
Единая автоматизированная система
связи страны (ЕАСС) 5, 17
Емкость ветви 43
— пути 44
Ж-ивучесть сети 77
Зоновая телефонная сеть 7
Избыточные потоки 99
Импульсно-кодовая модуляция
(ИКМ) 237
Интегральные сети связи 237
Информация осведомительная 164
— управляющая 164
Информационная память 247
Исключения петель в путях 85, 93 S
Камалы двусторонние 43
— односторонние 43
Квантование 238
Классы узлов связи 24
Кодирование 238 i
Кодирующее устройство 244
Коммутационная система (схема)
8, 9 32, 221
— — одиозвенная 231
— многозвенная 231 .
Коммутация временных каналов 247
— групповых каналов 247
Компенсация затухания 227
Компрессия 241
Конъюнктивное представление табли-
цы путей 74
Коррекция дистанционной таблицы 93
— таблицы рельефов 91
Коэффициент уменьшения пропускной
способности -ветви -104
Критерий качества обслуживания
11, 39
Кросс 18
— автоматизированный 20
Кроссовые соединения 18
Линейное кодирование 241
Линин связи, воздушные 42
— — кабельные 42
— — радиорелейные 42
Логическая схема алгоритма (ЛСА)
180
— частная 186
---— объединенная 188
Логический преобразователь автома-
та (ЛП) 193
Логическое условие (ЛУ) 181
Мнкросинхремизация работы ЭУМ
174
Матрица для ветвей 44
— емкости ветвей 44
— надежности ветвей 44
— связности 44
— требований 44
Матричная схема алгоритма (MCA)
183
Матричное декодирующее устройство
243
Матричный метод определения длин
путей 81
Междугородная телефонная сеть 7
Местная телефонная сеть 7‘
Метод нумерации ветвей 85, 89
------ узлов 85
— эквивалентных замен 99, 103
Методы распределения потоков де-
TepMHiHHpoB энные 80
—-----стохастические 80, 92
Микропрограмма 164
М икропрогр аммное уп р явление 164
ЭДикросинхроказания работы ЭУМ
174
Модель сети связи 42
Надежность ветви 43
— программного управляющего уст-
ройства 316
— пути 91
— сети 39, 154
— ЭУМ 173
Нелимейиое кодирующее устройство
243
Оперативная коммутация каналов 21
Общегосуд а рственная' автом атизиро-
ван-ная система сбора и обработка!
информации! для учета, планирова-
ния и управления народным хозяй-
ством 5
— автоматически коммутируемая те-
лефонная сеть 7
Оператор ЛСА 180
Параметры избыточной нагрузки
102, 104
Пересчету ик с переменной структу-
рой 102, 125
Переходное затухание схем с им-
пул ьон о-врсменн ым разделением
каналов 229
План распределения информации
11, 107 -
Поисковый метод 'распределения по-
токов 86, 254
Показатель живучести 77
Получение ИКМ сигналов 238
Поток сообщений 43
Прерывание обслуживания вызова
168, 171
Принцип построения сети связи,
иерархический 31
------ — при связи узлов «каждый
с каждым» 26
----------радиальный 24
----------радиально-узловом 25
----------— распределенный 30
------системы управления сетью
10, 39
-------------централизованный
10, 40, 109
—---------'—• — территориальный
(зоновый) 10, 40, 114
-------------децентрализованный
10. 40 116
Приоритет программы 176
Программа моделирования 140
— работы управляющего устройства
164
— рабочая 171
Программ а-диспетчер 165 171
Программа монитор 176
Программное управление 164
Пр спуски а я способность сети связи
II, 12
—• — ---коммутируемой 97, 98
— — --первичной 16
Процессор 1174 ' _
—• специализированный 176
Путь 44
Режим работы управляющего устрой-
ства асинхронный 166
--------- синхронный 166
• — — ---- многопрограммный 1-67
----ЭУМ 175
Резервирование, поблочное 174
Рельеф сети связи 119
Сеть связи 8
— •— вторичная 17
---------коммутация сообщений
9, 17, 22
------коммутируемая 9, 21
---------без обходных направ-
лении 98
—--------с обходными ’направле-
ниями 99
—---------некоммутируемая 18
—--------телеграфная 17
— —------телефонная 17
---- первичная 15
---- неориентировочная 43
---- ориентировочная 43
— — смешанная 43
Сечение сети 70
Система АТС 32
—• вычислительная 22
— динамического управления, цент-
рализованная <109
— .------территориальная (зоновая)
114
------децентрализованная' 116,
•1120, 129, 131, 334
— передача информации 7
— распределение ашформации 7
— связи 7
— синхронизация 245
— управления сетью связи 8
Скорость передачи импульсов 240
Совокупность сечений сети 74
Соединения 9
— долговременные (кроссовые) 9
— оперативные (коммутация кана-
лов и линий) 9
Состояние автомата, внутреннее 191
— ----начальное <191
— — •— полное 193
— входа автомата 191
— выхода автомата 191
Способ» ‘игровой 131
— рельефов 89, И 9
— разделения сигналов 221
----=— пространственный 221
-------временной 221
— установления соединения, обход-
ной 34
------- прямой 34
Среда 116
— нестационарная 117
— стационарная 116
Структура сети связи 23, 42
------- первичной 16
----— коммутируемой 21
-------<неком мутируем ой 20
Структурная схема блока микропро-
граммного управления (схема
Уилкса) 117
----программного управляющего
устройства 171
— — узла коммутации с программ-
ным управлением 172
Таблица дистанционная 79, 84
— маршрутов 85, 109
— путей 47
— рельефов 79
Теория управления сетями! связи 14
Типы узлов коммутации 32
Узлы коммутации '(УК) 9, 32
— коммутаций сообщений (УКС) 9
— некоммутируемой сети (УНС) 9
— транзитные 20
— первичной сети 16
— сети связи 8
Управление, микропрограммное 164
— многопрограммное 167
— программное 163
Управляющая память 248, 250
Управляющее устройство (УУ) 163
----.протрамм'Ное, с аппаратной реа-
лизацией программы 164
-----с хранением программ ,в посто-
янном запоминающем устройстве
164
-----с хранением -программ в опе-
ративном за 11 ом । i-н ающем устройст-
ве 164
— — с зам оптированной программой
164
----- с записанной (накопленной)
программой 164
— — с концентрированными функ-
циональными связями 164
— — с рассредоточенными фуикцио-
иальнымм связями 163
Уровиш -квантования 240
— прерывания 171
Устройство управления сетью (УУС)
10, 39, 109
— — соединением 10, 39
Фиктивные ветви 48
— узлы 48
Функциональные связи 163
Функционирование автомата в среде
116
Функция выходов автомата 192
— переходов автомата 192
Характеристики методов динамичес-
кого управления 95
Шнуровой комплект 250
Шумы квантовавши 240
Эквивалентная схема 236
Электронный коммутатор 221
-----с пространственным разделе-
нием каналов 221
-----с временным разделением ка-
налов 224
— контакт 221
Электронная управляющая машина
(ЭММ) 221
-----— многопроцессорная 175
Ядро сечения сети 73
Ячейка ОЗУ 169
Цена 89 коп.