книги / Надежность и живучесть систем связи

Таким образом, применение изложенного алгоритма расчета пропускной, способности системы связи позволяет в несколько раз снизить число дополнительных каналов в ребрах ДС без сниже­ ния ее надежности и живучести.

СНИЖЕНИЕ ФУНКЦИОНАЛЬНОЙ ИЗБЫТОЧНОСТИ МНОГОПОЛЮСНОИ СИСТЕМЫ связи

Согласно первой части алгоритма расчета интенсивности пото­ ков информации между парами УК любое ребро путей множест­ ва М(/-*) содержит число каналов, достаточное для одновремен­ ной передачи потоков информации всех ДС, в множества путей которых оно входит, и число каналов в нем, достаточное для об­ служивания п потоков вызовов. Однако при отказе части элемен­ тов системы связи одновременная передача л потоков по путям, каждый из которых содержит в себе ребро bhv , возможна с ма­ лой вероятностью. Поэтому ребро bkvcодержит некоторое число каналов, используемых очень редко, и они могут быть из него ис­ ключены без снижения качества работы системы связи.

Обозначим р(п, bhv ) вероятность одновременной передачи ин­ формации по ребру bhv между л парами полюсов. Очевидно, с возрастанием п р(п, bkv) уменьшается. Задаваясь доверительной вероятностью Q**, при некотором л * < л можно добиться выпол­ нения неравенства

p(ft*Av)<Q**. (9.11)

Тогда в ребро bhv достаточно ввести дополнительные каналы л* ДС. Требуется определить р(л*, bhv )•

Рассмотрим МС Д<4 Каждое из множеств М(г*Д ДС содер­ жит h (r*j) путей, /= 1, п. Пути в множествах расположены в

151

последовательности их занятия в полюсе'а*. Обозначим >£(7 ) но­ мер пути -множества М(г*j),-в котором ребро bkv встретилось впервые в данном множестве. Информация по пути рф) в ДС бу-

корреляционным методом. Ниже излагается алгоритм вычисле­ ния p(tt, bhv). Исходными данными для алгоритма является се­ мейство множеств М<п)'={М(г*;)}, где множества М(г*,) -опре­

Щ а)' = { Щ % Щ г ' й \ Ь ц ) } -

При i= 1 индекс / увеличивается на единицу и осуществляется пе­ реход к следующей ДС.

Шаг 2. Из элементов путей множества М(п) исключаются эле­ менты пути |Хт;-

Шаг 3. Определяется вероятность р(Е(пУ) по 5.37).

Шаг 4. Корреляционным методом вычисляется р((?<п>'|£<п)/) ’ Шаг 5. По (9.12) вычисляется р(п, bkv) и производится срав­ нение по неравенству (9.11). Если оно выполняется, то осущест-

152

9.5. Алгоритмы управления системой связи

ВЫБОР ПРИНЦИПОВ ПОИСКА МАРШРУТОВ ПЕРЕДАЧИ ИНФОРМАЦИИ ОТ УЗЛА КОММУТАЦИИ

Большинство программ в электронной управляющей машине ЭУМ коммутатора каналов или сообщений выполняется в течение нескольких .миллисекунд, что не оказывает влияния на качество обслуживания вызовов. Однако время выполнения программы по­ иска исходящих направлений в зависимости от варианта ее по­ строения может оказаться достаточно продолжительным. Сущест­ вуют два варианта построения программы поиска исходящих на­ правлений (ПИН) от УК.

В первом варианте она представляет собой программу поиска кратчайшего (оптимального) пути от данного УК до полюса а%. Время ее выполнения имеет квадратичную зависимость от числа УК Nr и может составлять более 0,3 общего времени выполнения

функциональных программ.

Во втором варианте необходимая информация об исходящих направлениях при вводе УК в состав системы связи записывается в специальную таблицу, содержащуюся в оперативной памяти ЭУМ и называемую адресной или маршрутной. В этом случае программа ПИН имеет длину не более пяти команд, а время ее выполнения практически не влияет на время обслуживания вызо­

вов в УК.

Первый вариант построения программы ПИН обеспечивает большую гибкость системы связи, так как путь передачи инфор­ мации, если только он существует; будет найден всегда. Кроме того, не требуется дополнительных резервов оперативной памяти для хранения адресных таблиц. Однако из-за длительного време­ ни выполнения программы ПИН первый вариант ее построения применяется в системах с небольшим числом УК. С возрастанием числа УК (более 15) используется второй вариант построения программы ПИН.

Структура адресной таблицы строится одним из трех методов.

Первый: исходящие направления от УК определяются не ко всем полюсам, а только к тем из них, между которыми через дан­ ный УК проходит один из путей передачи информации. Таблица содержит 2N 'w ^2N w строк. В строке i записаны номера исходя­

строке записано не более z2 чисел. Адресная таблица в этом слу­ чае не содержит избыточной информации.

153

исходящего полюса а8=а°в. Таблицы даны для УК системы свя­ зи, изображенной на рис. 9.12. Они содержат информацию об ИН от узлов коммутации для передачи информации между полюса­

исключением а> и a01, пустые. В адресной таблице узла а\ записан номер полюса а°|, а в адресной таблице полюса я°е — номер узла at. Следовательно, в данном случае между полюсами л°«, o°i существует только один путь.___________________________________ ;___________

ЭУМ. Укрупненный алгоритм формирования адресной таблицы показан на рис. 9.13.

Требуемая строка адресной таблицы выбирается по двум но­ мерам: вызываемого и вызывающего абонентов. Для этого они записываются в служебный пакет поступившего вызова. Недо­ статок метода заключается в ограничении возможности связи по­ люсов по принципу «каждый с каждым».

Этот недостаток устраняется при построении адресных таблиц вторым методом.

Алгоритм формирования адресных таблиц вторым методом изображен на рис. 9.14. На каждом УК таблица содержит z2 ад­ ресов к каждому полюсу системы связи. В служебном пакете по­ ступившего вызова номер вызывающего абонента может отсутст­ вовать. Адресная таблица в системе связи с большим числом по­ люсов содержит много редко используемой или вообще неиспользу­ емой информации, а в путях возможно возникновение петель. В данном случае объем содержащейся в таблице информации по

154

первому методу. Информация во второй части периодически об­ новляется по команде оператора системы управления сетью связи. Вторая часть таблицы может отсутствовать, а сведения о допол­ нительно-'требующихся адресах формируются по результатам ра­ боты программы поиска кратчайшего пути, входящей в этом слу­ чае в состав программного обеспечения ЭУМ.

Выбор варианта построения программы ПИН и метода пост­ роения адресной таблицы зависит от многих параметров и преж­ де всего от структуры системы связи, сетевого алгоритма, интен­ сивности потоков информации, быстродействия ЭУМ, системы ну­ мерации абонентов и других данных. Поэтому при проектирова­ нии конкретной системы связи необходимо проводить специаль­ ные расчеты, по результатам которых выбирается наилучший ва-

155

риант, причем варианты для различных УК могут отличаться друг от друга.

Использование адресных таблиц в широкоразветвлениой систе­ ме связи снижает время обслуживания вызовов и требования к производительности ЭУМ в 1,2—1,3 раза.

ОЦЕНКА СОСТОЯНИЯ СИСТЕМЫ СВЯЗИ В АВТОМАТИЗИРОВАННОЙ СИСТЕМЕ УПРАВЛЕНИЯ

Устойчивая работа системы связи во многом определяется ал­ горитмами автоматизированной системы управления сетью связи. К настоящему времени в СССР введены АСУ различного уровня, поэтому сложились 'классификации и методы их построения.

Автоматизированная система управления сетью связи должна

боты АСУ обеспечивается прежде всего выбором соответствую­ щих методов оценки состояния сети связи и алгоритмов их реали­ зации. Кроме того, должна быть правильно выбрана граница со­ стояний ДС, при достижении которой АСУ принимает решение о выдаче предупредительного или аварийного сигнала обслужива­ ющему персоналу, а также о перераспределении ресурсов систе­ мы связи или об отключении некоторой части абонентов. Для проверки выбранной границы между нормальным и предупреди­ тельным состояниями методом статистического моделирования оценивались два варианта.

При первом варианте в качестве предупредительного состоя­ ния принималось состояние ДС при отказе его основного (крат­ чайшего) пути. В предупредительное состояние одновременно пере­ ходило несколько десятков ДС, так как любой элемент сети при­ надлежит кратчайшим путям многих ДС. Любая ДС возвраща­ лась, как правило, в нормальное состояние, не попадая в аварий­ ное.

При втором варианте предупредительный сигнал выдавался

при отказе путей множества М. В этом случае ДС часто перехо­ дила в аварийное состояние, минуя предупредительное. Следо­ вательно, и в том, и в другом случаях границы оценки состояний ДС выбраны необоснованно.

Известны три метода оценки состояния ДС: табличный, ме­ тод границ и комбинированный. При табличном методе в память ЭВМ центра АСУ предварительно записывается таблица, в ко­ торой перечислены все возможные состояния каждой ДС и ре­ зультаты оценки этих состояний. Алгоритм оценки состояния ДС заключается в поиске строки таблицы, соответствующей состоя­ нию ДС. Метод прост, но реализация его затруднительна из-за очень большого размера таблиц (число состояний ДС может со­ ставлять десятки миллионов) . Метод границ, если они не заданы

166

заранее, предполагает существование некоторого алгоритма, ко­ торый должен выполняться ЭВМ центра АСУ. Метод, несмотря на сложность реализации, более приемлем для оценки состояний ДС с широкоразветвленноп структурой. Комбинированный метод предполагает пользование п таблицами (они небольшие и ис­ пользуются достаточно редко), и алгоритмом. Ниже излагается метод определения границ между нормальным и предупреди­ тельным, а также между предупредительным и аварийным состо­ яниями ДС.

Для передачи информации между полюсами ДС с заданными характеристиками необходимы не только исправный путь, но н наличие в нем свободных каналов связи, число которых v(pj)^v*.

Суммарное число свободных каналов в ДС D должно удовле­ творять неравенству

заданным качеством потока вызовов интенсивностью ф. Предположим, что числа о* определены.

Любое из трех состояний ДС исключает другие, поэтому до­ статочно определить только нормальное н аварийное состояния. Предупредительное состояние — промежуточное между ними. Одним из условий нормального состояния ДС является существо­ вание в множестве М исправных путей при выполнении неравен­ ства (9.14). Если при отказе каких-либо элементов ДС опреде­ лить время T(D), в течение которого она с высокой степенью до­ стоверности останется исправной, то вторым условием нормаль­ ного состояния является неравенство

где т — время восстановления отказавшего элемента.

В аварийное состояние ДС переходит не только при отказе всех путей реМ , но и при Г(£>)</„, где tn — суммарное время доведения инструкций обслуживающему персоналу, складываю­ щееся из времени выработки и времени выполнения этих инст­ рукций. Оно примерно постоянно и записывается в оператив­ ную память ЭВМ. С учетом изложенного алгоритм оценки состо­ яния ДС при получении информации об отказе каких-либо эле­

ментов имеет четыре шага.

Шаг 1. Формируется множество М. Если М = 0 то для дан­ ной ДС формируется аварийный сигнал и осуществляется пере­ ход к шагу 4. В противном случае выполняется шаг 2.

Шаг 2. Рассчитывается время T(D). Значение его может при­

аварийный сигнал и осуществляется переход к шагу 4. В про­ тивном случае выполняется шаг 3.

Шаг 3. Определяется суммарное число каналов в исправных путях. По результатам сравнения неравенства (9.14) и шага 2

157

выдается нормальный или предупредительный сигнал. Если вы­ дан предупредительный сигнал, то выполняется шаг 4. В противном случае алгоритм закончен.

Шаг 4. Выполняются программы для выработки инструкций обслуживающему персоналу. Множество М с разделением на под.

множества М и М формируется по алгоритму, изложенному в §2.5.

Алгоритмы прогнозирования времени исправности ДС и воз­ можности передачи заданного потока информации между ее по­ люсами излагаются ниже.

ПРОГНОЗИРОВАНИЕ ВОЗМОЖНОСТИ ПЕРЕДАЧИ ЗАДАННОГО ПОТОКА ИНФОРМАЦИИ МЕЖДУ ПОЛЮСАМИ ДВУХПОЛЮСНОЙ СЕТИ

Число свободных каналов ДС может быть определено по тео­ реме о минимальном сечении сети. Однако в момент определения числа свободных каналов и ф ) элементы ДС частично или «пол­ ностью заняты обслуживанием вызовов не только от абонентов рассматриваемой ДС, но и других. Поэтому для точного опреде­ ления v(D) на всех транзитных УК необходимы организация сбо­ ра информации об источнике и приемнике каждого сообщения и направление этой информации в центры АСУ. Тогда каждая заяв­ ка вызывает лавинообразный поток сообщений о ней в АСУ, что перегрузит систему связи. Требуется упрощение решения.

Пусть k — число полюсов, с которыми as обменивается инфор­ мацией. Введем обозначения: Фл — суммарная интенсивность k заданных потоков, исходящих с полюса as и входящих в него вы­ зовов, Фл(0 — значение Фв в момент t\ <р — заданная интенсив­ ность потока между полюсами ДС D\ <p(f) — значение <р в момент t. Потоки с интенсивностями Фа, Фд(/), ф, ф(0 требуют для свое­

ответствует распределению этих объектов по тем же классам в генеральной совокупности. Тогда

Число каналов пропорционально интенсивности «потоков вызовов, поэтому по аналогии с (9.16) v(D)IVk=v(D, t)IVh{t), откуда чис­ ло каналов, занятых обслуживанием вызовов абонентов рассмат­

риваемой ДС,

из ЭУМ узла коммутации. Требуемое в момент t число свободных каналов для обслуживания ожидаемого потока вызовов с задан­ ным качеством от абонентов рассматриваемой ДС

158

свободных каналов, то она находится в нормальном состоянии. В противном случае АСУ сообщает обслуживающему персоналу пре­ дупредительный сигнал. Алгоритм прогнозирования пропускной способности ДС в АСУ имеет четыре шага.

Шаг 1. По запросу из управляющего устройства УК центр АСУ получает сведения о числе Vk(t) занятых каналов.

Шаг 2. По (9.17), (9.18) определяются v(D, t) и v*(D).

Шаг 3. Формируется множество 5 простых сечений и по (9.19) определяется v(D). Шаг выполняется по алгоритму, изложенному

Шаг 4. По результатам выполнения неравенства (9.19) при­ нимается решение о состоянии ДС D.

Выполнение изложенного общего алгоритма оценки состояния ДС D требует 6000 ячеек оперативной памяти для хранения про­ грамм. Число ячеек для хранения данных

Яд= гk + 2 Na+ 3 [Nu-f Л У +20,

число транзитных узлов системы связи.

Число ячеек оперативной памяти для запоминания промежу­ точных и конечных результатов

Hves= h[\+ 2(z1 + l)] + 4r{z1+ l) + 3[Nr+2NB]+N]i.

Оценка состояния ДС по изложенному алгоритму требует (2—3) • Ю7 машинных операций.

Полюс as системы связи обменивается информацией с k полю­ сами. Число k составляет несколько десятков. Оценка состояния одной ДС по изложенному в данном параграфе алгоритму тре­ бует 20—25 с работы ЭВМ с быстродействием порядка 106 оп/с при условии, что программы написаны на языке высокого уровня. При последовательной оценке состояний k ДС требования рабо­ ты АСУ в реальном масштабе времени могут оказаться невыпол­

ненными.

Время оценки состояний резко снижается при использовании

пути гд , отказ элементов которого приводит , к нарушению связ­ ности ДС, и о принадлежности каждого элемента системы связи каким-либо ДС. При этом изложенный алгоритм оценки состоя­ ний ДС выполняется не при любом изменении в системе связи и не для всех ДС.

Последовательность выполнения алгоритма следующая. Пусть щ — число отказавших элементов системы связи.

159

противном случае по специальной таблице определяется ДС JDV| которая содержит наибольшее число отказавших элементов т+ При т+^т выполняется алгоритм оценки состояния Dv . Как по­ казано в § 5.4, для оценки МС достаточно оценить четыре-пять ДС этой системы, поэтому алгоритм оценки состояний повторяется для четырех-пяти ДС, номера которых выбираются из записанной в ОЗУ матрицы ¥ по результатам выполнения операции (5.24).

ПРОГНОЗИРОВАНИЕ ВРЕМЕНИ ПРЕБЫВАНИЯ СИСТЕМЫ СВЯЗИ

В ИСПРАВНОМ СОСТОЯНИИ

Пусть известно множество путей М={|Хг} ДС D и для неко­ торых пар путей pv выполняется условие (2.9). Известны также законы распределения случайного времени исправности уз­

ву определения Тн и Тв положено предположение, что при воз­ растании вероятности р{Е) время исправности ДС также воз­ растает. При применении известных методов Гв вычисляется по формуле параллельного соединения путей реМ , а Тп— последо­ вательного соединения простых сеченйй s<=S. При этом имеются два существенных недостатка:

1. Число простых сечений JVS>A , поэтому формирование их множества требует значительных затрат вычислительных ресур­ сов.

2. Усложнение ДС приводит к значительному и неравному отклонению верхней р+(Е) и нижней р~{Е) границ значений ве­ роятности исправности от своей действительной величины р{Е).

Например, для изображенной на рис. 1.5 ДС множество М со­ держит 20 путей, а множество S — 76 сечений. При р ( э ) ~ 0,9

р'(Е)*[р-(Е)+р+(Е)]12 = 0,5.

В действительности для изображенной на рис. 1.5 сети р(Е) 0,92316, Ниже излагается упрощенный метод, применение кото­

160