55,2=48,8 с.

Таблица 7.8

Вначале выбираем при га<=1 алгоритм St?, так как он обеспечивает максимальное сокращение времени ожидания.

Если взять АФБ7, то стоимость его создания равна 20. При стоимости в 20 единиц можно создать шесть афб]. Однако экономия во времени ожидания при этом составит только на 9,5 с. Следовательно, на первом шаге выбирается АФБ? (в табл. 7.9 число 55 с указано в скобках с индексом 1). При этом получаем экономию во времени ожидания, равную 55 с, тогда как требовалось 48,8 с. Таким образом, оптимальным решением для подмножества .Ri» является .следующее: один АФБ, и два АФБ/. При этом to ж i, 7(1, 2) =104- 55==49 с будет меньше, чем <о1я.допа=55,2 с.

Стоимость .группы АФБ, и АФБ? для подмножества Rs составит Сд = =3+2.20=43.

г

Теперь получим решение для подмножества Дз={Яз, SI?}. Для Рз нагрузки /а=0,05 Эрл и Л7=0,5 Эрл. Следовательно, to» 3,7(1,1) =<ож s(l) +<ож т(1) = =5+93=98 с; torn 3=177,7-149=28,7 с. Поэтому 1ож з, 7(1, 1)-/ож 3=98- 28,7= = 69,3 с.

Затем строим табл. 7.9.

Из табл. 7.9 видно, что окончательное решение на первом шаге - выбор АФБ?. При этом превышение временем ожидания допустимого значения составит 69,3-55=14,3 с. Поэтому приступаем к выполнению второго шага алгоритма. Из оставшихся значений времени ожидания выбираем наибольшее значение. В нашем случае это 12 с (если взять второй блок АФБз). При стоимости в>20 единиц можно взять четыре АФБз. Однако в данном случае время ожидания сократится только на 3,4 с.

Следовательно, оптимальным решением на вто

Таблица 7.9

ром шаге является выбор второго дополнительного блока АФБ? (в табл 7а указано в скобках с индексом 2). После выполнения второго шага превышение временем ожидания допустимого значения составит 14,3-12=2,3 с. Поэтому приступаем к выполнению третьего шага алгоритмаЛ Очевидно, на третьем шаге оптимальным решением будет выбор трех блоков АФБз (в табл. 7.9 указано в скобках с индексом 3), так как наибольшее оставшееся значение, равное 5 с, соответствует третьему блоку АФБ;, однако его стоимость превышает стоимость трех блоков АФЬэ.

Таким образом, оптимальным решением для подмножества является выбор четырех блоков АФБз и трех блоков АФБ;. При этом л,, ,(4, 3)-98-55-12-3,1=27,9 с будет меньше, чем Ло-к.доп з=28,/ с, а стоимость

Свд=4.5+

i о л пл on

Аналогично получаем решения и для остальных 13 допустимых подмножеств(таЛ Л. ЛЛЛ Л оптимальным

решением для заданного алгорит-

ЦУУ

foiz,aj,c,a5>a5]\

МПМг

MOMj (fiepcQjspuu-ныа мим)

МПМ„

ЦУУ

Рис. 7.6

ма функционирования будет решение, соответствующее оптимальному решению для допустимого подмножества Rs, при котором создаются один блок АФБ, и два блока АФБ;.

Таким образом, оптимальной децентрализованной структурой ММУС для рассматриваемого примера будет структура, изображенная на рис. 7.6,а. При реализации такой децентрализованной ММУС на основе микропроцессорных модулей один модуль необходим для создания ЦУУ, в котором должны храниться программы, реализующие частные алгоритмы Sta, Яз. Ш:4, Ms.

Таблица 7.10

При реализации АФБ могут быть приняты различные решения в зависимости от используемых для их построения микропроцессорных модулей, наличия расположенных на расстоянии блоков в ооъекте управления ОУ, сложности реализуемых в АФБ частных алгоритмов и т. п. Наиболее характерными являются следующие три типа ММУС:

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

2.Реализация в одном микропроцессорном модуле всех АФБ одного типа (рис. 7.6,6). В этом случае каждый МПМ является специализированным для решения одной задачи (выполнения одного частного алгоритма) и функционирует в режиме разделения времени с числом мест пользования его ресурсами, равным числу АФБ одного соответствующего типа. Данный принцип реализации часто оказывается достаточно эффективным даже при низком использовании микропроцессорного модуля, так как в этом случае в модуле хранится только одна программа, а устройства обмена между МПМ и ЦУУ оказываются наиболее простыми. Наиболее эффективен этот принцип реализации в тех случаях, когда в ОУ выполняется большое число процессов каждого из типов.

3.Реализация в одном микропроцессорном модуле всех АФБ (рис. 7.6,в). В этом случае ММУС состоит из двух МПМ, один из которых (ЦУУ) является главным, а второй - вспомогательным, часто называемым периферийным, так как он приближен к ОУ. Этот принцип целесообразен, когда ОУ является сосредоточенным, а производительность МПМ обеспечивает реализацию всех АФБ. Другой, более простой метод построения децентрализованной ММУС описан в [2].

7.4. Метод построения структуры управляющей сети микропроцессоров