Модель многозвенного тракта передачи данных системы управления телекоммуникациями Текст научной статьи по специальности «Электротехника, электронная техника, информационные технологии»

Рис. 5. Формирование дискретного представления электрического сигнала канала давления

Для канала температуры формирование дискретного представления сигнала осуществляется аналогичным образом. Шаг дискретизации Аґ одинаков для канала давления и температуры.

Полученная в результате моделирования таблица связанных между собой значений сигналов каналов давления и температуры ЧЭ, рассчитанных в фиксированные моменты времени ^}П =1, записывается в память двухканального цифрового генератора произвольных сигналов и используется для имитации сигналов ЧЭ при разработке и отладке алгоритмического и программного обеспечения интеллектуального датчика давления.

БИБЛИОГРАФИЧЕСКИЙ СПИСОК

1. Клевцов С.И., Линьков В.С., Веретельников Ю.А., Кузьминов В.Г. Погрешности вычисления давления в интеллектуальном датчике при матрично-полиномиальной аппроксимации его градуировочной характеристики// Известия ТРТУ. 2004. №2.

2. Семенов Л.А., Сирая Т.Н. Методы построения градуировочных характеристик средств измерений. -М.: Изд-во стандартов, 1986.

3. Клевцов С.И., Удод Е.В. Пространственная плоскостная модель градуировочной характеристики интеллектуального датчика давления // Известия ТРТУ. 2005. №1.

4. Клевцов С.И., Клевцова А.Б. Мультисегментная пространственная модель градуировочной характеристики интеллектуального датчика //Материалы Международной научной конференции "Цифровые методы и технологии". Ч.4. Таганрог: ТРТУ. 2005.

В.П. Мочалов, А.А. Кульпинов, А.В.Бабич

МОДЕЛЬ МНОГОЗВЕННОГО ТРАКТА ПЕРЕДАЧИ ДАННЫХ СИСТЕМЫ УПРАВЛЕНИЯ ТЕЛЕКОММУНИКАЦИЯМИ

Независимо от объекта управления система управления телекоммуникациями выполняет функции, которые определены международными стандартами ITU-T X.700, ISO 7498-4 и делят задачи системы управления на пять функциональных групп:

- управление конфигурацией сети и именованием;

- обработка ошибок;

- анализ производительности и надежности;

- управление безопасностью;

- учет работы сети.

Нагрузка коммуникационных приложений относящихся к одним группам функций, обычно передается по принципу Best Effort и не чувствительна к задержке, если величина нагрузки лежит в разумных пределах. Нагрузка коммуникационных приложений других групп функций предъявляет к сети требования по предоставлению гарантированной полосы пропускания (ПП) и обеспечению необходимого качества обслуживания.

Среди всех схем преимущественного разделения ПП наиболее эффективна в реализации схема, при которой вся ПП цифровой линии представляется на правах приоритета нагрузке, требующей гарантированного обслуживания, а пакеты трафика Best Effort используют полосу, оставшуюся свободной, ожидая при необходимости начала обслуживания в буфере. Данная технология позволяет усилить эффект, достигаемый за счет статистического мультиплексирования.

Известно также, что на задержку мультипакетного сообщения в многозвенном тракте передачи данных TMN существенное влияние оказывает конвейерный эффект, заключающийся в том, что различные пакеты сообщения одновременно находятся в состоянии передачи на различных участках соединительного пути.

Необходимым условием наличия конвейерного эффекта является: мульти-пакетность сообщения, многозвенность соединительного пути и способность параллельной работы различных участков переприема сетевого тракта передачи данных. Будем считать, что неоднородное виртуальное соединение состоит из D звеньев передачи данных, сообщение включает N>1 пакетов, задержка пакета td, d= 1,D . Передача потока пакетов на d-м этапе пути совмещена с передачей (N-1) пакета на (d-1) участке. Каждый поток создает нагрузку Yi k = 1i,kTi,k, где k -

приоритет элементарного потока. Необходимо найти полную задержку сообщений при передаче по всему виртуальному соединению.

Случайный поток сообщений, поступающих в сеть, можно представить в виде суммы отдельных элементарных потоков коммуникационных приложений с различными приоритетами, имеющих интенсивность 1 и время передачи T. Тогда время задержки в очереди на передачу определяется по следующей формуле [1]:

1 m 1

_ 2 Xyi,kT,i,k 2 Xyj,kTj,k

T = _^ +-----------i=l---------------Ifß---------------------------------, 1)

i,k 1 -5„ (1 -5 k-1)(1 -5 k) (1 -5 k-1)(1 -5 k)

где Ti k - среднее время ожидания в очереди сообщения k-го приоритета;

k

5k = Xyi,k,Ti,k - время передачи сообщения; 5а = XYi,k,а - множество при-

i=1 iea

оритетов от 1 до k-1, которые могут прерывать передачу сообщений k-го приоритета; ß - множество сообщений приоритета от k+1 до m, передача которых может быть прервана сигналами k-го приоритета; m - общее множество приоритетов.

Первый член выражения (1) определяет дополнительную задержку, которая может иметь место в случае прерывания передаваемых сообщений сообщениями более высокого приоритета, а третий член - уменьшение времени передачи из-за прерывания сигналов более низкого приоритета. Если передача сообщений происходит без прерывания (с относительным приоритетом), то первый и третий члены равны нулю.

При большом количестве ошибок в канале связи длительность передачи нельзя считать постоянной. Она должна рассматриваться как дискретная случайная величина, задаваемая ступенчатой функцией распределения с переменными Т

и Р1 . Тогда Т = X ГЩ.

1

Дисперсия времени передачи и коэффициент вариации определяются по формулам [2]:

( л 2"

0(Т;) = Т2 Х12Рг - X1Р1

г 11 0

и2 = 2Т.

Т1

Время передачи сообщения ^го приоритета по каналу связи Т;к = Ь, где

Li - длина /-го сообщения; U - скорость передачи.

При использовании групповой блочной проверки величина задержки сообщения Тг определяется следующим образом [3]:

ь - ьс ьс

Тг = 1з +^ +-------------1-,

г 3 а 2и и

где Lc - длина проверочного кода в конце блока; L - полная длина блока; 13 - задержка сигнала в модеме; Та - время декодирования сообщения.

Определение функции распределения времени ожидания возможно лишь для некоторых частных случаев, без разделения сообщений по приоритетам. При постоянной длине сообщений и аритмичном способе передачи для расчета времени ожидания в очереди можно пользоваться известной формулой Кроммелина. В более сложном случае, если канал связи имеет большое количество ошибок, или когда функция распределения длины сообщений имеет дискретные распределения с параметрами Р/, Т , функция ¥() имеет вид [2]

ЕДО = (1 -1т)£е

-1(1 -IX)

Х(-1)',1,(1 - ^х)^,

где 1 - параметр потока сообщений; х = ХЩ - среднее время обслуживания со-

1=1

общения; Ст; = X-

-• Р/11Р2П2■■■Ршш является суммой полиномиальных

'п1!п2!-пш!

членов (Р1 + Р2 + Рш) и удовлетворяет системе уравнений

Г П1 + 2п2 + ЗП3 +... + шп = 1;

п1 + п2 + п3 + .. + пш = .Ъ

где п1,п2,...,пт - целые положительные числа, принимающие значения 0,1,2_____и

являющиеся показателями степеней при соответствующих вероятностях Р], Р2,

P3,_, Рт.

Для перехода к циклическому режиму передачи рассмотрим систему передачи данных, работающую следующим образом. Информационные сообщения постоянной длины Т передаются по каналу связи. После передачи каждого информационного сообщения передается “пустое” или синхронизирующее сообщение длины Тсин. За время передачи “пустого” сообщения по обратному каналу поступа-

ет сигнал подтверждения или переспроса переданного сообщения. При поступлении сигнала переспроса информационное сообщение передается через время Тсин повторно. В отсутствии очереди на передачу непрерывно передаются “пустые сообщения”. Функция распределения времени ожидания для этой системы имеет вид

¥у=¥т$) -Ртсин(Ь), где ¥Тсин(^)=0 при Г<Тсин'; Рт(^-Тсин)=] при Г>Тсии- в свою очередь [4]

^ , ч 1 — 1т

ад=тгр- ХУсті

Л1син і=0і=1

е1(г—Іт) у (—1)Л 111(1 іт)л — 1 " 1=0 1

где т = Т + Тсин .

Системы передачи данных с непрерывным режимом и безадресным переспросом можно рассматривать как систему массового обслуживания того же класса. В этом случае т = Т, и в зависимости от числа блоков, перепринимаемых в процессе передачи, величиныР1, Р2, Рт будут иметь следующие значения:

Р =

f -1-1

0 при 8 = —-— (нецелое);

о с f +1-1 , \

Р при 8 =-------- ----- (целое).

При непрерывном синхронном режиме передачи, безадресном переспросе,

постоянной длине сообщения и реальном канале связи Рн {К > 1} = — Ра{ТС| > 1},

Р

где Ра{Тс) > 1} - табулированная величина, рассчитанная по формуле Кроммелина;

р - загрузка ОКС (в Эрлангах).

Выражения для функции распределения времени пребывания сообщения в этих условиях равны для аритмичного режима [3]

ш

Ера(1) = ХРЛК1 + 1н) - 1х].

1=1

В этом выражении 4 - временной интервал между окончанием времени передачи сообщения и освобождением канала связи (время ожидания).

Для циклического режима

ш

Рпрц(1) = XР1цРц[(1 + Тс) - 1(Т + Тс)].

1=1

Для непрерывного режима

ш

Рпрн = X Р1пРп[1 - 1х].

1=1

Далее найдем время передачи сообщения, включающего N>1 фрагментов, по нормально функционирующему виртуальному соединению в фазе переноса данных, учитывая, что хй = Т;,к + Т;^ = 1,Б - задержка фрагмента при передаче по

а-му звену виртуального соединения.

Будем считать, что выполняются следующие предположения.

1. Каждый узел виртуального соединения может одновременно выполнять прием и передачу данных, однако передача пакета может быть начата только после того, как будет закончен его прием.

2. По отдельным каналам связи соединительного пути протекает поток сообщений, принадлежащий только одному виртуальному соединению, если считается, что отсутствует посторонний трафик.

3. В узлах коммутации отсутствуют очереди к выходным каналам связи. Такое виртуальное соединение будем называть ненагруженным.

Тогда справедливо следующее соотношение для задержки абонентского сообщения в ненагруженном тракте передачи данных [2]:

D

T(D,N) =£td + N-тм, d=1

где Хм = maxtd,d = 1,D .

Очевидно, что для произвольного звена неоднородного виртуального соединения время между началом передачи одного фрагмента и началом передачи следующего может быть записано так [3]:

Xd = td + G(Xd-i -td),d = lD,Xo = 0,

IX, X > 0; где G(X) = i

[ 0, X < 0.

Поскольку передача сообщения по звену с номером d >1 совмещена с передачей N-1 пакетов по предыдущему звену, то полная задержка сообщения при передаче по всему виртуальному соединению составит [4]

T(D,N)=f]xd + (N+1)Xd -(N-1)Xd-i }=]DXd + (N-1)Xd . d=11 d=1

Теперь для задержки пакета в d-м звене тракта передачи с учетом введенных ранее обозначений можно записать:

Х = adL + T xd = + Td.

Cd

Здесь Td имеет смысл времени обработки пакета в узле-приемнике d-го звена

B

передачи данных. Подставляя данное соотношение и учитывая, что L =-------+ H , где

N

B - размер передаваемого сообщения, получаем

B

T(D,N) = X

d=1,d*M

adl N + H

C,

+ Td

d

+N-

*M

N

+H

Cm

м

2)

Очевидно, что при передаче сообщения в виде последовательности пакетов можно существенно снизить время его доставки по виртуальному соединению по сравнению с его передачей одним пакетом. Этот выигрыш обусловлен конвейерным эффектом, в результате которого различные части сообщения одновременно находятся в состоянии передачи на различных участках пути. С одной стороны, количество пакетов в последовательности следует увеличивать, чтобы усилить конвейерный эффект и тем самым снизить время доставки сообщения. С другой стороны, рост последовательности приводит к возрастанию объема переносимой служебной информации и времени обработки пакетов узлами связи. Отсюда следует, что зависимость (2) имеет унимодальный характер от аргумента Ы, а задержка мультипакетного сообщения в значительной мере определяется звеном виртуального соединения с наибольшим временем передачи.

БИБЛИОГРАФИЧЕСКИМ СПИСОК

1. Сущенко С.П. Параметрическая оптимизация сети пакетной коммутации // Автоматика и вычислительная техника. 1985. №2. С. 43-49.

2. Шварц М. Сети ЭВМ. Анализ и проектирование.- М.: Радио и связь, 1981. - 336с.

3. Сущенко С.П. Анализ сквозной задержки сообщения в многозвенном виртуальном

канале // Автоматика и вычислительная техника. 1989. №3. С. 52-64.

4. Тихоненко О.М. Аналог формулы Литтла для систем обслуживания неоднородных

требований // Автоматика и телемеханика. 1996. №1. С. 104-108.

С.А. Синютин

ОБРАБОТКА ЭЛЕКТРОКАРДИОГРАММЫ С ПОМОЩЬЮ ВЕЙВЛЕТ-АНАЛИЗА ПРИ ХОЛТЕРОВСКОМ МОНИТОРИРОВАНИИ

Основные задачи при обработке длинных (более 100 000 кардиоциклов) записей ЭКГ следующие [1]:

- коррекция дрейфа изолинии;

- удаление высокочастотных составляющих;

- выделение рЯЕ-комплексов;

- классификация рЯ5-комплексов.

Обычно для каждого этапа применяют набор специфических алгоритмов, разнородных по своей сути и отдельно перестраиваемых. Применение вейвлет-преобразования позволяет решить эту задачу в рамках единого процесса.

Выделим участок электрокардиограммы (ЭКГ) (рис.1), содержащий несколько кардиоциклов (это необходимо, чтобы избавиться от краевых эффектов).

Рис. 1. Окно анализа ЭКГ

Рассмотрим, как выглядит вейвлет-скелет сигнала ЭКГ в окне. На рис. 2 показан скелет сигнала, содержащегося в окне, как показано на рис. 1.

Скелет наглядно отражает структуру анализируемого сигнала. Аналогично преобразованию Фурье, спектр показывает распределение компонент сигнала по частоте. Однако вейвлет-анализ позволяет оценить также локализацию тех или иных составляющих. Шумы локализуются в нижней части, а верхняя часть принадлежит компонентам с меньшими частотами, в частности соответствующим комплексам рЯ5.