分组处理系统

2024-07-11

分组处理系统（精选7篇）

分组处理系统篇1

1 引言

互联网数据通道上大量的处理工作主要通过像路由器这样的分组处理系统来完成,如防火墙、NAT、Web交换机、IP追踪、用于高性能区域存储的TCP/IP卸载、媒体流化和加/解密等。这些功能在接入和边缘网络实现,随着互联网的不断发展,网络内部更加复杂的分组处理将会变得越来越必要。

多核分组处理不同于一般的多核应用系统(如多核OS)。首先,分组处理过程中,只有当分组属于同一条流时相互之间才有依赖关系而不同流的分组之间没有依赖关系其次多核处理单元之间的通信和同步开销,影响系统性能的一个重要因素。最后,分组的处理通常可以分为不同的阶段顺序进行,而这些阶段在各个处理单元上的分配(即,任务映射)将对系统的性能起着决定性的作用。

软件结构是构建高效系统的基础。传统软件结构的研究关注的重点在于系统功能的可扩展性和代码的重用等方面,如SOA。多核分组处理系统的软件结构不仅要关注功能的可扩展性,更关注性能的可扩展性,即如何保证分组处理系统的吞吐率随着处理单元的增加而线性或接近线性的增加。充分利用分组处理和多核处理器的特点设计高效的分组处理软件结构是开发多核分组处理系统所面临的主要挑战。

关于分组处理系统功能可扩展性方面的研究,已经有一些成熟的成果可以使用,Click[1]模块化路由器架构就是构建在通用处理器上的分组处理系统的典型结构。性能可扩展性方面的研究必须建立在恰当的系统结构上,不同的结构,决定了不同的解决思路和方法。本文将针对几种基本的分组处理系统结构,结合最新的多核网络处理器的特点进行详细的分析和讨论,并针对发现的问题提出了一些设计时需要注意的基本原则,以期对后续的相关研究提供一定参考。

本文接下来的安排如下:第2节介绍了多核网络处理器的模型;第3节对基本的多核分组处理系统结构进行了介绍和分析;第4节介绍了我们在Cavium CN 5860多核网络处理器上对第3节的分析的实验验证;第5节针对分析中发现的问题,介绍了一些相关的研究;第6节是对全文的总结和对未来工作的展望。

2 多核网络处理器模型

随着网络处理器技术的不断发展,目前的网络处理器大多采用共享内存对称多处理的多核架构,因此,指令存储空间不再受限制,如RMI的XLR系列处理器和Cavium的OCTEON系列处理器。这些网络处理器通常在一片芯片上集成多个处理核,所有的核共享内存和二级缓存,每个核有自己独立的一级缓存,包括指令缓存和数据缓存。此外,还有一些针对网络处理应用而优化的特殊指令集、协处理器和硬件加速单元。典型的多核网络处理器结构如图1所示。

尽管这些网络处理器不再有指令存储空间的限制,但是,其Cache的存储空间依然有限,一般为8K到将数据从内存加载到的时间开销对于高速分组处理而言依然不可忽略分组处理过程中,Cache丢失包括指令Cache的丢失和数据Cache的丢失。不防假定分组处理的指令存储空间连续,且大小为I字节,指令Cache的大小为LI字节。则对同一种应用的处理而言,在处理完第一个分组以后,因指令Cache丢失而导致的停顿周期χ仅与I有关。根据文献[2]的分析,在采用最优指令Cache替换策略的情况下:

式(1)中,η表示从内存加载一字节数据到Cache的平均周期开销。

由于对于分组处理而言,每一个分组都不相同,因此,分组数据Cache的丢失不可避免。但是对分组处理的各个阶段,所需要的配置数据相对固定,因此,配置数据存储空间的大小和范围会影响数据Cache的命中率,不妨假定分组处理过程中的配置数据储空空间为D,处理的分组长度为P字节,数据Cache的大小为LD,数据Cache丢失导致的停顿周期为

3 基本软件结构分析

一般而言,多核分组处理系统主要包括三种基本的结构:全并行结构、全串行结构和混合结构,如图2所示。由于处理阶段间没有核间通信和同步的开销,全并行结构比其他结构的系统吞吐率高,但是很少有相关文献在这方面给出完整的说明和详细的讨论,特别是结合多核处理器的特点进行分析。文献[4]对多核服务器内的分组处理结构进行了简单的分析和测试,测试的结果表明,系统采用全并行结构的吞吐率比采用混合结构高2倍以上。事实上,我们认为,造成性能差异大的根本原因,不是两种结构的差异,而是在混合结构下,没有做到阶段间负载的均衡。

图2中灰色圆圈代表分组处理的各个阶段,方框和圆圈分别代表网络处理器的处理单元、分组输入单元和分组输出单元。

由于全串行结构容易造成资源的浪费,实际的设计中很少使用,而且全串行结构也可以看做是混合结构的一种特例,因此本文仅讨论全并行结构和混合结构的相关问题。

3.1 全并行结构

全并行结构如图2(a)所示。设每条指令的平均执行周期数为-k。分组处理过程中,处理阶段i所需的指令数为φi,则每个分组的处理的周期开销为

进一步,假定系统中处理单元的数量为N,每个处理单元的处理能力为ΥHz,则系统的最大吞吐率为

从(4)式可以看出,当I LI,D LD,时,系统的吞吐率最大;反之,则I和D越大,系统的吞吐率随之下降。

3.2 混合结构

混合结构如图2(c)所示。混合结构下,各个阶段的处理开销与并行结构类似。同时考虑通信和同步的开销,设为τi,则阶段i的处理开销为

其中,Ii为阶段i的指令存储空间大小,Di为阶段i的配置数据存储空间大小,Pi为阶段i处理的分组长度,且通常满足以下关系:n i=∑1Pi P≈n i=∑1Di D≈n i=∑1Ii I≈Ni·Υ设Ni为分配给阶段i的处理单元的数量,则各个阶段的吞吐率为θi=,分组处理的总开销为φi nφs=∑φi。i=1串行系统下,系统的吞吐率取决于各个处理阶段中吞吐率最低的阶段,即:θs=min(θ1,θ2,…,θn)(6)N1·ΥN2·Υ,Nn·Υ,…,=min(N2·Υ)φ1=…=φ2Nn·Υφn N1·Υφ1不难证明,当且仅当时,θs取最大值:=φ2θs,max=φn N·ΥN1·Υφ1==n i=∑1φi(7)N·Υn ni=∑1φi·k+∑(χI(Ii)+χD(Di,Pi)+τi)i=1如果,i,1 i n,IiLI,DiLD,则,N·Υθs,max=(8)n n ni=∑1φi·k+∑τi+∑η·Pi i=1i=1根据公式(3)和(4),不难得到以下不等式:n n i=∑1χI(Ii)χI(i=∑1Ii),等式成立当且仅当I LI n n i=∑1χD(Di)χD(i=∑1Di),等式成立当且仅当D LD考察式和式我们可以得到不等式

式(9)说明,当分组处理应用比较复杂时,只要能够平衡各个阶段的资源分配,使用混合结构不但不会导致系统吞吐率急剧下降,反而有可能获得比并行结构更好的性能。因此,我们可以得出多核分组处理系统采用混合结构时的设计原则:

(1)各个阶段在处理单元上的分布应该考虑Cache命中率的影响。

(2)阶段分配到处理单元的过程中,应当遵循尽量减少核间通信开销的原则。即,只要相邻的多个处理阶段放到同一个处理单元上不比放到多个处理单元上的Cache命中率差,就应将其放到同一个处理单元上,以减少核间通信和同步的开销。

(3)用串行结构,各个分组处理阶段的资源的分配要尽量与其处理负载相当,避免出现瓶颈。

4 实验验证

4.1 实验设置

尽管在以上分析中,对Cache替换的机制进行了最优化的假定,但是这并不妨碍分析结果的普遍适用性。我们将在Cavium的CN 5860网络处理器上进行实验验证。CN 5860网络处理器拥有16个MIPS核,每个核的工作频率为750MHz,16个核共享2MB的二级缓存,每个核拥有32KB的指令缓存和16KB的数据缓存。CN 5860的Cache替换机制采用4路关联,LRU替换机制,因此,即便在指令空间小于32KB时,其指令Cache命中率也未必是100%。

实验中,我们对分组进行全加密处理,将整个处理操作分为:输入、处理和输出三个阶段。其中输入阶段主要完成加密配置数据查找操作,处理阶段完成分组头部替换和载荷加密操作,输出阶段完成IP头部校验和计算和输出。我们分别对以下四种情况的分组处理延迟和Cache丢失造成的停顿进行了测量:

(1)三个阶段处于一个核上,即,并行结构;

(2)输入阶段处于一个核上,后两个阶段处于另一个核上;

(3)前两个阶段处于一个核上,输出阶段处于另一个核上;

(4)三个阶段分别处于不同的核上。

在实验中测量Cache丢失导致的停顿的方法是:通过读取处理器寄存器记录的丢失次数,根据内存带宽换算成停顿周期。

4.2 实验结果

图3是测得的分组处理延迟情况,图4是测得的Cache丢失导致的处理停顿周期。

从实验结果我们可以看出,一方面串行结构的分组处理延迟并没有比并行结构的分组处理延迟增加很多;另一方面,由于并行结构的Cache命中率不稳定,导致分组处理延迟出现较大的波动;最后,我们发现,采用(b)方案,Cache命中率比较稳定且维持在较低水平,分组处理延迟也接近最低水平且比较稳定。总的看来采用方案比采用方案更优越这就证明了我们前面的分析是合符实际情况的

5 相关研究

不少研究人员对多核分组处理系统的任务映射机制进行了研究,采用的方法包括动态自适应的方法[5,6,8]和随机映射[7,10]的方法乃至遗传算法[11]。文献[5]针对IntelIXP系列网络处理器代码存储空间有限的特点,提出了基于分组到达、离开速率动态为各个处理阶段分配处理单元的算法。但是一方面该算法仅针对代码存储空间有限的问题另一方面该算法也没有充分考虑各个处理阶段负载的均衡性文献基于Click分组处理模型,针对任务受限的情况下,提出了基于贪婪分配策略的动态任务复制算法和UDFS任务映射算法。文献[8]通过对每个处理阶段的队列长度的测量,动态的为每个处理阶段分配或者回收处理资源,以达到在满足分组处理延迟边界的情况下,系统的功耗最低。总之,类似的针对多核分组处理系统的任务映射机制的研究很多。他们分别提出了不同的映射机制和算法来改善混合结构所面临的处理核负载不均衡的问题。尽管他们的研究主要针对指令存储空间有限的多核网络处理器,如IntelIXP系列网络处理器,但是他们的研究成果对于其他网络处理器上的任务映射也有一定的借鉴意义。

此外,有大量的研究文献[12,13]对多核处理器上的一般任务分配问题提出了不同的启发式算法,特别是遗传算法。这些问题同分组处理系统上的任务分配和调度问题有些相似,但是也不等同。主要的区别在于,分组处理系统上,需要考虑的任务的负载是时变的,并且还需要考虑Cache命中率,通信和同步开销,以及任务间负载的均衡问题。因此,这些方法可以借鉴,但是不能直接使用。

6 结论和展望

虽然并行结构具有简单和通信开销小的优点。一方面在一些指令存储空间有限的多核处理器上,如IntelIXP系列处理器,当代码空间超出限制时,必须将分组处理的任务分布到不同的核上。另一方面,为了对分组处理进行有效的QoS控制和调度,采用混合结构也是一种比较直观和简单的方法。而事实上,我们前面的分析和实验也证明了,采用混合结构未必就比并行结构性能差。因此,客观条件和实际需求决定了现实中的大多数分组处理系统都采用了混合结构。

混合结构必需要解决两个问题:一是在已经划分好分组处理阶段的前提下,如何给各个处理阶段分配合理的处理资源,以保证各个阶段的处理能力与处理负载的适配;二是如何将这些处理阶段分布到不同的处理单元上,即任务映射问题。当处理变得复杂,而流量又不断变化的时候,这些问题的解决将变得更加困难。结合分组处理和多核处理器的特点,包括核间通信和同步开销、Cache命中率等,借助合适的启发式算法设计出有效的任务映射算法能将是我们未来工作的主要方向

参考文献

[1]E.Kohler,R.Morris,B.Chen,J.Jannotti and M.F.Kaashoek.The Click modular router.ACM Transactions on Computer Sys-tems18,3(Aug.2000),263-297

[2]A.Raghunath,V.Balakrishnan,A.Kunze,and E.Johnson.Framework for Supporting Multi-Service Edge Packet Processing on Network Processors.In ANCS’05.

[3]Q.Wu,and T.Wolf.On runtime management in multi-core packet processing systems.In Proc.of ACM/IEEE Symposium on Ar-chitectures for Networking and Communication Systems(ANCS)(San Jose,CA,Nov.2008).

[4]T.Wolf,N.Weng,and C.-H.Tai.Run-time support for multi-core packet processing systems.IEEE Network,21.(4),July2007,29-37

[5]R.Kokku,U.Shevade,N.Shah,H.Vin,and M.Dahlin.Adaptive Processor Allocation in Packet Processing Systems.Technical report,University of Texas at Austin TR-04-04,2004.

[6]J.E.Smith,J.R.Goodman.Astudy of instruction cache organizations and replacement policies.Tenth Annual Symposium on Com-puter Architecture,June1983.

[7]N.Weng,T.Wolf.Analytic Modeling of Network Processors for Parallel Workload Mapping.ACM Trans.Embedded Comp.Sys.(TECS),418(3),Apr.2009,Vol Article18.

[8]L.Noonan,C.Flanagan.An effective network processor design framework:using multi-objective evolutionary algorithms and ob-ject oriented techniques to optimise the intel IXP1200network processor.In Proc.of the2006ACM/IEEE symposium on Architec-ture for networking and communications systems(ANCS),San Jose,California,USA,2006,P.103-112

[9]R.Hwang,M.Gen,H.Katayama.A comparison of multiprocessor task scheduling algorithms with communication costs.Comput.Oper.Res.35,976-993(2008).doi:10.1016/j.cor.2006.05.013

[10]M.R.Bonyadi,M.E.Moghaddam.A Bipartite Genetic Algorithm for Multi-processor Task Scheduling.International Journal of Parallel Programming,Oct.2009,37(5)462-487

谈对分组分配问题的处理篇2

这类问题主要有两种类型:分组后有分配对象和分组后无分配对象.写此文为了让同学们理清两者的区别和联系, 最终达到掌握知识的目的.

一、有分配对象的分组

所谓有分配对象的分组是指元素分组后, 又分配给各具体对象, 而分组是指元素数目的分组.

1.各组元素数目确定, 分配对象确定

例1 6本不同的书分给3人, 甲得1本, 乙得2本, 丙得3本, 有多少种不同的分法?

解:分步考虑, 先从6本不同的书中任取1本给甲 (C $_{6}^{1}$ ) , 然后从剩余的5本中任取2本给乙 (C $_{5}^{2}$ ) , 最后把剩余的3本都给丙 (C $_{3}^{3}$ ) .由分步乘法计数原理知, 共有C $_{6}^{1}$ ·C $_{5}^{2}$ ·C $_{3}^{3}$ =60 (种) 分法.

2.各组元素数目确定, 分配对象不固定

例2 6本不同的书分给3人, 1人得1本, 1人得2本, 1人得3本, 有多少种不同的分法?

解:各组元素数目仍分别为1、2、3, 但未固定分给哪个人, 不妨假定甲得1本, 乙得2本, 丙得3本, 可知有C $_{6}^{1}$ ·C $_{5}^{2}$ ·C $_{3}^{3}$ 种分法, 然后将3人所得的本数相互交换, 故再乘A $_{3}^{3}$ , 所以共有

C $_{6}^{1}$ ·C $_{5}^{2}$ ·C $_{3}^{3}$ ·A $_{3}^{3}$ =360 (种) 分法.

3.平均分配给具体对象这种情形各组元素数目相等

例3 6本不同的书平均分给3人, 有多少种不同的分法?

解:可看作分给甲、乙、丙三人, 每人得2本, 有C $_{6}^{2}$ · C $_{4}^{2}$ ·C $_{2}^{2}$ =90 (种) 分法.

4.部分均分给若干对象

这种情形的各组元素的数目不全相等, 分配对象的分配数额不固定.

例4 6本不同的书分给3人, 1人得4本, 其余2人各得1本, 有多少种不同的分法?

解:先按例2方法处理有C $_{6}^{4}$ ·C $_{2}^{1}$ ·C $_{1}^{1}$ ·A $_{3}^{3}$ 种分法.这是把各组元素看作不同数目得到的, 但事实上有2人分得的数目相同, 不用交换, 应再除以A $_{2}^{2}$ , 故共有 $\frac{C_{6}^{4} \cdot C_{2}^{1} \cdot C_{1}^{1} \cdot A_{3}^{3}}{A_{2}^{2}} = 90$ (种) 分法.

例5 6本不同的书全部分给4人, 每人至多得2本, 至少得1本, 有多少种不同的分法?

解:依题意, 把书分成4组, 各组数目分别为2, 2, 1, 1, 则共有 $\frac{C_{6}^{2} \cdot C_{4}^{2} \cdot C_{2}^{1} \cdot C_{1}^{1} \cdot A_{4}^{4}}{A_{2}^{2} \cdot A_{2}^{2}} = 1080$ (种) 分法.

二、无分配对象的分组

所谓无分配对象的分组是指元素分组后, 所分配给的对象不具体, 不确定, 可以不加区别

1.平均分组, 没有分配对象

例6 6本不同的书平均分成3组, 有多少种不同的分法?

解:不妨假定这三组分给了甲、乙、丙二人, 有C $_{6}^{2}$ ·C $_{4}^{2}$ ·C $_{2}^{2}$ 种分法.但事实上并未分配到人, 与甲、乙、丙三人无关, 故再除以A $_{3}^{3}$ , 故 $\frac{C_{6}^{2} \cdot C_{4}^{2} \cdot C_{2}^{2}}{A_{3}^{3}} = 15$ (种) 分法.

2.非平均分组, 没有分配对象

例7 6本不同的书分成3组, 1组3本, 1组2本, 1组1本, 有多少种不同的分法?

解:由于各组元素不等, 就相当于与不确定对象有关, 因此有C $_{6}^{1}$ ·C $_{5}^{2}$ ·C $_{3}^{3}$ =60 (种) 分法.

3.部分平均分组, 没有分配对象

例8 6本不同的书分成3组, 1组4本, 其余2组各1本, 有多少种不同的分法?

解:据例4有C $_{6}^{4}$ ·C $_{2}^{1}$ ·C $_{1}^{1}$ 种, 但其中有2组为平均分组故再除以A $_{2}^{2}$ , 所以共有 $\frac{C_{6}^{4} \cdot C_{2}^{1} \cdot C_{1}^{1}}{A_{2}^{2}} = 15$ (种) 分法.

以上我们通过比较分析, 步步深入, 环环相扣, 解决了一系列的分组分配问题, 还有一种特殊的类型, 见下例.

例9 6本不同的书全部分给了5个学生, 有多少种不同的分法?

解;这里完全取消了每人所分本数的限制, 从而任何一本书都有5种不同的分法, 根据分步乘法计数原理知, 共有56=15625 (种) 分法.

分组处理系统篇3

统计界一直存在一个这样的惯例, 统计分组时使用上限不在内原则。这一原则存在于各大教科书中, 也是国家统计局主导的全国统计资格考试的官方标准答案。

在google搜索引擎中输入“统计学上限不在内”, 可以找到169本教材, 千篇一律、异口同声地对这个问题, 进行全部一致的表述。我们抽取第一本教材, 《统计学教程》 (清华大学出版社2006年, 卢小广主编) , 在采用重合组限场合, 为了贯彻“不重不漏”原则, 一般采用“上限不在内”统计惯例的处理方式。所谓上限不在内, 完整表述是“下限在内、上限不在内”, 凡是其数值恰好等于某组上限的数据, 在重合组限场合必然同时等于其以上一组的下限……中国国内所有统计学教科书中众口一词, 千篇一律, 进行这样的表述。

国家统计局主导的2012年度全国统计专业技术中级资格考试, 统计基础理论及相关知识试卷 (A卷) 第一大题单项选择题的第四小题, 在统计分组中, 如果某一数值恰好等于某一组的组限时, 则采取 (B.上限不在内的原则) 。

国家统计局作为行业领导, 采取这样一种观念, 更加重了统计界对这个问题的看法。

仔细分析可以发现, 上限不在内原则是基于重叠分组而产生, 一个组的上限和另一个组的下限相等时, 我们人为裁定:上限不在内。这个数据就要划归到下限组。如果我们在分组的时候, 不采取重叠分组, 这个问题就简简单单地规避了, 也不会有上限不在内的说法了。

统计分组的最基础原则应该是:全面覆盖, 不重不漏。以此为出发点, 可以避免人为硬性规定“上限不在内”的做法。无论如何分组, 只要做到全部覆盖, 相邻区间端点不重合, 不遗漏, 就无需再提“上限不在内”。重叠分组将导致某个值正好等于区间端点, 如何将它划入哪个区间的两难境地。这种做法也符合数学上的美:完备性。你分割的区间对所研究问题的值域, 构成一种无重复的完备分割。

进一步查看国内的统计学教材, 你会发现, 居然是用手工检测的方式来保证这种上限不在内的原则得以履行。

二、国际统计软件的处理方法

国际统计学界最流行的软件是R, 它是一个有着统计分析功能及强大作图功能的软件, 在GNU协议General Public Licence4下免费发行。它是面向对象的统计编程语言, 是由AT&T贝尔实验室所创的S语言发展出的一种方言。R是一种为统计计算和图形显示而设计的语言及环境。它是以开源项目形式发展出来的一套国际通用统计科学计算包, http://www.r-project.org/, 已成为统计界的标准学术语言。

R采取了一种怎样的处理方式呢?R软件的处理原则是:全面覆盖、不重不漏。由于它没有采用重叠分组, 因此无需硬性规定“上限不在内”。

下面, 我们给一个具体的实例, 用R语言进行编程处理, 并给出全部的代码。某班50名学生的统计基础课程期中测试成绩如下, 请统计分组后, 编制变量数列。

依照不重叠分组的原则, 对于这次考试成绩, 我们可以分成5组, 前面4组全部是左开右闭, 最后一组两侧区间全部封闭。

[0-60) 0<=考试成绩<60

[60-70) 60<=考试成绩<70

[70-80) 70<=考试成绩<80

[80-90) 80<=考试成绩<90

[90-100]90<=考试成绩<=100

从这里可以看到, 只要我们实行不重叠分组, 采用全部覆盖, 不重不漏的原则, 无需再提及“上限不在内”的说法。

下面我们用R语言来实现变量数列的编制。

#cut切割函数, breaks=c (0, 60, 70, 80, 90, 100) 是用来分组的区间端点;include.lowest=TRUE表示, 包含最小值0, 在0这个地方是闭区间;right=FALSE表示, 每个小区间的右侧是开放的, 不是封闭的。

#table是产生变量数列的语句。

请看下面两句R语言语句运行的不同结果。

语句1:table (cut (data, include.lowest=TRUE, right=FALSE, breaks=c (0, 60, 70, 80, 90, 100) ) )

下面是运行结果:

得分在0~60 (不包含) 的有3人, 得分在60~70 (不包含) 的有6人,

得分在70~80 (不包含) 的有14人, 得分在80~90 (不包含) 的有20人,

得分在90~100的有7人。

语句2:table (cut (data, include.lowest=TRUE, right=TRUE, breaks=c (0, 60, 70, 80, 90, 100) ) )

语句1和语句2的唯一区别在于right=TRUE还是right=FALSE, 区间的右侧开合状态不同。无论如何分割, 都是区间不重叠, 全面覆盖, 计算机自动完成数值归属的检测, 并且无需是用“上限不在内”这个不合时宜的规定。

三、结论

现代统计软件的编制过程中, 考虑了统计分组的区间端点处理方式, 采用“全面覆盖、不重不漏”的原则, 用来分组的区间可以是左开右闭, 也可以是左闭右开, 只要满足“全面覆盖、不重不漏”的原则, 就无需提出“上限不在内”的说法, “全面覆盖、不重不漏”的原则有利于统计分组的计算机软件实现, 传统统计教科书的说法需要进行修订, 以反映现代统计在IT化过程中的最新成果。

传统的分组方式, 由于分组区间的端点允许重叠, 导致端点处的取值划归存在一定的人为因素, 这种强制划入下限组的做法, 缺乏必要的逻辑依据, 采用现代统计软件R语言的做法是一种更加符合学术潮流的作为。

摘要：在已经划分组距的状况下, 为了处理某些单位的标志值正好等于组上限下限数值的情形, 一般把这种特别的数值划归到下限组, 这一原则称为“上限不在内原则”, 这种统计界的行规是否具备内在的理性?可否可以改进?

关键词：统计分组,上限不在内原则,变量分布

参考文献

[1]卢小广.统计学教程.清华大学业出版社, 2006.

[2]R语言R:A Language and Environment for Statistical Computing Vienna, Austria, 2013.http://www.R-project.org/

分组处理系统篇4

在光分组交换(OPS)网络中,光分组由光分组头和净荷两部分组成,其中分组头包含节点的目的地址以及一些路由和控制信息,因此分组头的产生、识别、提取、处理和写入等成为OPS节点的关键技术。它决定了节点能否快速、准确地获取路由和控制信息,以此来完成交换矩阵的配置和路由选择功能。全光分组头的处理技术可以减少净荷在节点处的等待时间,提高网络的吞吐量和信息交换的速率,因而被视为一种解决交换节点处光/电/光(O/E/O)转换所带来的系统“瓶颈”的有效方法,对全光网络的实现具有现实意义[1]。

本文系统地介绍了现有的几种全光分组头与净荷分离装置;提出一种全新的基于双半导体光放大器(SOA)-马赫曾德尔干涉仪(MZI)的全光分组头与净荷分离装置。

1 全光分组头与净荷的分离装置

1.1 基于交叉增益调制(XGM)的全光分组头与净荷分离装置

基于XGM和全光异或门的全光分组头与净荷分离装置如图1所示。

该装置由基于XGM的分组头提取器[2]和全光异或门组成,图中,C1～C9为耦合器;CW和CCW分别表示顺时针和逆时针方向;Δτ为延时。Ⅰ部分以全光方式完成分组头提取,Ⅱ部分完成提取后的部分分组头和分组信号的异或,实现对净荷部分的提取,因此能够完成分组头和净荷的有效分离。

1.2 基于双太赫兹非对称光解复用器(TOAD)的全光分组头与净荷分离装置

文献[3]提出了一种基于双TOAD的全光分组头与净荷分离装置,如图2所示。

装置的Ⅰ部分通过改进的TOAD结构完成分组头的提取,并且经由C1和C4输出。Ⅱ部分是基于改进的TOAD的全光异或门,实现从C5、C6输入的控制信号的异或,即已提取的部分分组头和光分组信号的异或,完成分组头的提取和净荷的恢复。

1.3 基于改进的TOAD和异或门的全光分组头与净荷分离装置

文献[4]提出一种基于改进的TOAD和异或门的全光分组头与净荷分离装置,如图3所示。

装置的上半部分与图2的原理相同,提取的分组头经由C1的输出端口及C3输出。双SOA异或门完成分组信号和已提取的部分分组头信号的异或,从而使异或门端口3输出的只有净荷信号,完成分组头和净荷的有效分离。

2 一种全新的基于双SOA-MZI的全光分组头与净荷分离装置

全光的分组头处理与全光逻辑器件的水平密切相关,虽然其研究还处于实验阶段,但已取得一定的成果。其中,基于SOA-MZI的全光器件由于其良好的稳定性、可集成性、易控性及高可靠性而倍受关注。鉴于以上分析,本文提出一种全新的基于双SOA-MZI的全光分组头与净荷分离装置。

2.1 装置的结构与光分组满足的条件

装置由两部分组成,其结构如图4所示。两个SOA-MZI分别进行分组头的提取和净荷的恢复,装置不需要控制光与信号光之间的同步。

为了保证分组头与净荷的有效分离,要求光分组满足如下条件:(1) 分组头脉冲之间的间隔大于载流子寿命,且大于净荷脉冲之间的间隔,以此来保证在光分组头脉冲间隔期间,SOA的载流子浓度能够恢复到一个相对较高的水平,即增益恢复到一个较高的水平;(2) 分组头的第1个比特和净荷信息的第1个比特必须是“1”, 以便恰当地识别出分组头和净荷部分,以免将净荷的第1个脉冲当成分组头来提取;(3) 分组中避免出现长连“0”。连“0”之后的脉冲会被认为是下一个光分组的开始。

2.2 分组头与净荷分离的具体过程

(1) 该装置的基本原理是基于SOA的交叉相位调制。耦合器C1、C2将光分组分成4部分,即A、B1、B2和B3,其中能量较大的B1、B2作为SOA-MZI1的控制脉冲,由于控制脉冲B1、B2之间存在Δτ的时间差,脉冲A在B1和B2之间先后到达SOA1和SOA2,因而光分组脉冲A在经过SOA-MZI1的上下臂时得到不同的相移,并且由于分组头脉冲时间间隔大于载流子的寿命,这使得在分组头脉冲间隔时间内,载流子的浓度能够得到相当的恢复以致增益恢复到相对较高的水平,因此分组头脉冲能够得到相对较大的增益。而净荷脉冲则恰恰相反,由于其脉冲间隔比载流子的寿命小,在净荷脉冲间隔期间,载流子浓度无法恢复到一个较高的水平,也就是说增益仍处于相对较低的水平,因此净荷因为得到较小的增益而被抑制,从而加强的分组头脉冲从C6的2号端口输出。

(2) 已提取的部分分组头脉冲经C7、C8后与光分组脉冲B3之间同样也存在一个延迟,之后同向进入SOA-MZI2,保证探测信号在二者的延迟Δτ内分别进入两个SOA,这样探测信号首先与B4进入SOA3,而此时B3并没有经历控制光,这时SOA-MZI2上下臂有相位差,SOA-MZI2有输出,而经过延时后,B3和B4同样经历控制光,上下臂无相位变化,SOA-MZI2无输出。由此可知,当B3和B4不同时,SOA-MZI2有输出,视为1;当B3和B4相同时,SOA-MZI2无输出,视为0,能够完成B3和B4的异或运算。因此,光分组信号从1号端口输入,经过分离装置后,从SOA-MZI1的2号端口输出提取出的分组头,从SOA-MZI2的3号端口输出分离的净荷。有效地实现了分组头与净荷的全光分离。

3 光学原理

SOA由于其良好的非线性特性而成为全光处理技术的主要功能器件,描述其内部载流子变化的速率方程如下[5]:

$\begin{array}{l} \frac{d Ν (t)}{d t} = \frac{Ι}{e V} - R (Ν_{i}) - S_{A S E} (Ν) - \\ \sum_{w} \frac{Γ g (Ν, λ_{w})}{h ν_{w} A} Ρ_{w} (t), (1) \end{array}$

式中,N为SOA有源区内载流子浓度;Pw(t)为波长为λw的光的光功率;I为注入电流;e为电子电荷量;V为SOA有源区体积;Γ为光场限制因子;h为普朗克常量;νw为光波的频率;A为SOA有源区的横截面积。方程右边4项分别代表载流子的注入、自发辐射复合引起的载流子消耗、放大的自发辐射引起的载流子消耗和入射信号的受激辐射引起的载流子消耗。

4 理论模型与分析

4.1 数值分析模型

在全光分组头处理技术中,SOA的理论模型采用J.M.Tang等人提出的模型[6]:

$\begin{array}{l} \frac{\partial g (z, t)}{\partial t} = \frac{g_{0} - g (z, t)}{τ_{c}} - \frac{g (z, t)}{1 + ε Ρ (z, t)} \cdot \frac{Ρ (z, t)}{E_{s a t}}, (2) \\ \frac{\partial Ρ (z, t)}{\partial z} = \frac{g (z, t) - α_{int}}{1 + ε Ρ (z, t)} \cdot Ρ (z, t), (3) \\ \frac{\partial ϕ (z, t)}{\partial z} = - \frac{α}{2} \cdot \frac{1}{1 + ε Ρ (z, t)} \cdot g (z, t), (4) \end{array}$

式中,P(z,t)和ϕ(z,t)分别为输入光信号的功率和相位;g(z,t)为SOA的增益系数;g0为SOA的小信号增益;τc为载流子的寿命;Esat为SOA饱和能量;αint为SOA的内部损耗;ε为SOA载流子加热、谱烧孔等带来的非线性增益压缩因子;α为线性增强因子。

本文忽略SOA的非线性增益压缩的影响,采用简化的微分方程描述SOA的动态增益特性,其传输特性由以下方程描述:

$\begin{array}{l} \frac{\partial g (z ‚ t)}{\partial t} = \frac{g_{0} - g (z ‚ t)}{τ_{c}} - \frac{g (z ‚ t) Ρ (z ‚ t)}{E_{s a t}}, (5) \\ \frac{\partial Ρ (z ‚ t)}{\partial z} = [g (z ‚ t) - α_{int}] Ρ (z ‚ t), (6) \\ \frac{\partial ϕ (z ‚ t)}{\partial z} = - \frac{1}{2} a g (z ‚ t) 。 (7) \end{array}$

4.2 数值算法描述

(1) 定义增益放大函数:h(t)=∫ $_{0}^{L}$ g(z,t)dz,表示光脉冲包络上的一点沿着SOA长度L的增益积分。将上述方程组在整个SOA长度L上积分,可获得如下微分方程组:

$\begin{array}{l} \frac{d h (t)}{d t} = \frac{g_{0} L - h (t)}{τ_{c}} - \frac{Ρ_{i n} (t)}{E_{s a t}} {\exp [h (t)] - 1}, (8) \\ Ρ_{o u t} (t) = Ρ_{i n} (t) \exp [h (t)], (9) \\ φ_{o u t} (t) = φ_{i n} (t) - \frac{1}{2} α h (t) ‚ (10) \end{array}$

式中,Pin(t)、 Pout(t) 、φin(t) 和φout(t)分别为输入和输出光信号的功率及相位;L为SOA的长度。

(2) 将上述公式整理后得到如下方程组(G(t)和Δϕ(t)分别为SOA的增益和光信号的相位变化量):

$\begin{array}{l} \frac{d h (t)}{d t} = \frac{g_{0} L - h (t)}{τ_{c}} - \frac{Ρ_{i n} (t)}{E_{s a t}} {\exp [h (t)] - 1}, (11) \\ G (t) = Ρ_{o u t} (t) / Ρ_{i n} (t) = \exp [h (t)], (12) \\ Δ ϕ (t) = ϕ_{o u t} (t) - ϕ_{i n} (t) = - \frac{1}{2} a l n G (t) 。 (13) \end{array}$

(3) 输入脉冲采用高斯序列的归零(RZ)码,确定分组速率,给定初值g0L,利用数值分析中的经典算法Runge-Kutta(龙格-库塔)对方程(11)进行求解,即可求解出h(t)的数值解。

(4) 将解出的h(t)代入到方程式(12)和(13)中,分别求出光信号经过SOA后的增益和相位变化。求解上述方程组的MATLAB核心代码如下:

(5) 通过以上的数值分析可得SOA-MZI上下臂的增益变化分别如下:

$\begin{array}{l} G_{S} (t) = \exp [h (t + τ)], (14) \\ G_{X} (t) = \exp [h (t)] 。 (15) \end{array}$

上下臂的相位变化分别如下:

$\begin{array}{l} Δ ϕ_{S} (t) = - \frac{1}{2} α l n G_{S} (t + τ), (16) \\ Δ ϕ_{X} (t) = - \frac{1}{2} α l n G_{X} (t) 。 (17) \end{array}$

由上述4式可求得上下两臂的相位差:

$Δ ϕ (t) = Δ ϕ_{S} (t) - Δ ϕ_{X} (t) = - \frac{1}{2} α \ln (\frac{G_{S}}{G_{X}}) 。$

由于上下臂存在相位差,通过交叉相位调制和本文所述的原理,通过双SOA-MZI可以实现分组头的提取及净荷的恢复。

5 结束语

基于XGM的分离装置对系统的输入能量、光分组中信头与净荷的速率有要求,因而在实际的应用中受到了限制;而基于改进的TOAD和双TOAD结构的分离装置,虽然系统输出的消光比能够满足要求,但其线性环境较难控制,并且双SOA的异或门工作不够稳定,所以在实际中也没有得到很好的应用。

SOA由于具有很强的非线性特性以及功耗小、易集成而成为全光网络的主要功能器件。因此有SOA辅助的MZI的稳定性更高,且容易集成,最重要的是其系统容易控制,更有利于实际应用。

鉴于以上分析,本文提出一种全新的基于双SOA-MZI的全光分组头与净荷分离装置,该装置无论在系统的稳定性、可集成性还是易控制性等方面,都优于现有的其他装置。该装置在实际应用中只需设计和配置SOA-MZI,而无需其他结构,参数设置的复杂度和系统结构的复杂度都大为降低,只要适当地调整耦合器的分光比和输入装置的能量,系统就可以得到优于其他3种装置的消光比。

参考文献

[1]Martinez J M,Herrera J,Ramos F,et al.All-opticaladdress recognition scheme for label-swapping net-works[J].IEEE Photon Techol Lett,2006,18(1):151-153.

[2]Niu Changliu,Zhang Ming,Ye Peida.Analysis of La-bel Extraction with Semiconductor Optical Amplifierfor Optical networks[J].Acta Photonica sinica,2006,35(2):274-276.

[3] Ji Wei, Zhang Ming, Ye Peida. All-optical Header and Payload Separation for Unslotted Optical Packet Switched Networks [J].IEEE,2007,25(3):703-709.

[4]Ji Wei,Zhang Ming,Ye Peida.All-optical Header andpayload separation for optical packet switching net-works[J].Optical Engineering,2008,47(2):025001.1-025001.5.

[5]Agrawal G P,Olsson N A.Self-phase modulation andspectral broadening of optical pulses in semiconductorlaser amplifiers[J].IEEE Journal of Quantum Elec-tronics,1989,25(11):2 297-2 306.

分组核心网分析系统功能与应用篇5

随着移动通信业务的发展,3G网络日趋完善。网络规模不断扩大地同时,高速移动数据业务成为各运营商业务发展的新重点和利润增长点。

目前,分组核心网仅通过移动综合网管和厂家网管进行维护,更多的是面向网络、面向设备,关注的是网络设备的性能与告警。粗线条的统计网络质量、管理网元层面,无法按业务类型细分,无法统计业务层的信息。故障处理中,对信令消息的处理也存在很多不足之处。

当数据业务越来越重要时,分组核心网这种单一的维护手段势必阻碍业务的发展,应考虑如何保证分组核心网的安全高效稳定运行,变被动维护为主动维护。其次,如何用更先进的方法前瞻高效的规划分组核心网,提高用户感知、提升网络的整体性能。最后,如何有效分析用户行为,面向业务和应用,达到降低投资并增强数据业务的盈利能力。综合以上问题,本文详细描述了分组核心网分析系统的设计特点及应用实例。

1特点与功能

1.1 特点

分组核心网分析系统是针对固网软交换、GSM/WCDMA核心网以及IP数据网推出的一套综合性的监测分析平台,通过对核心网信令和业务数据的实时采集、监测和分析,为网络日常运行维护、排障定位提供有效的工具和手段,为网络优化、增值业务、业务支撑、精准营销和经营决策提供最全面最准确的数据,是一套以监测分析为手段,面向业务和应用的支撑平台。

系统以不影响网络运行的高阻跨接、端口镜像、分光等方式采集各类信令和协议数据,进行信令协议解码,合成Xdr(包括SDR-Session Detail Record和TDR-Transaction Detail Record)[1],再现业务接续全过程,进行网络和业务各类指标统计,从而达到分析网络与业务运行情况的目的。

分组核心网分析系统主要由接口服务器、数据库服务器、信令交换机、原始码流存储机等构成,完成信令解码、多接口关联分析、数据存储和分发共享。核心数据库采用Oracle并搭配RAC数据库软件[2]。采取SAN存贮架构,配备多台数据库服务器和2台光纤交换机,保证了系统的高可用性、可扩展性,支持业务线据的在线迁移,支持存储空间的在线调整(扩容)。

1.2 功能

分组核心网分析系统功能主要包括:

KPI指标监测告警:提供业务KPI实时监视和指标告警功能;网络质量分析:对KPI指标进行基于失败原因的精细化分析;业务质量分析:从业务的角度进行市场分析;用户行为分析:包括用户错误行为、异常用户行为、用户倾向性分析等;投诉故障处理:对用户网络投诉进行故障定位,对网络故障进行诊断分析;网络安全监测:监测分组网网络安全状态等[3]。

简而言之,该系统可以实时观察整个网络的性能,可用于特定用户跟踪,故障排除,查明网络的瓶颈;它的数据库中存储了关于用户行为的信息,可用于用户投诉处理,用户行为分析和新业务模型研究。从而改善网络的性能和运维的效率,提高用户满意度。

2应用实例

通过应用实例对分组核心网分析系统进行功能详述。

2.1 MMS终端到终端彩信事件分析

2.1.1 概述

MMS终端到MMS终端相互发送彩信的使用方式是多媒体消息业务中最普遍、最广泛的业务模式。用户通过MMS终端制作、编写多媒体消息,并发送到多媒体消息业务中心,由多媒体消息业务中心将多媒体消息发送到接收方终端[4]。信令交互涉及Originator Terminal,Originator MMSC,Enum DNS,Recipient MMSC,Recipient Terminal。网元涉及MS,RNS(BSS),SGSN,SMS等。人们所关注的主要是彩信发送成功率、失败原因、用户的行为分析等,目的是创造好的网络环境,提升利润点。

2.1.2 系统应用

分组核心网分析系统结合需求实际,利用多个功能模块,从多方面、多维度对彩信事件进行剖析。业务质量分析功能采用统计报表形式,对彩信成功率、彩信失败原因进行分析。过滤条件包括起始时间(粒度到秒)、结束时间(粒度到秒)、位置区域选择(粒度到LAC)等。当彩信成功率低时,对彩信失败原因进行查究,如图1所示。

针对不同释放原因统计出量化值,可发现失败的事件是发生在某个集中的区域还是某些集中的用户。假设是发生在某些集中的用户,系统提供了事件明细查询功能,对所有用户的彩信事件进行详细查询,查询结果包括了用户的号码、IMSI、事件类型、接收号码、事件结果等。

对于业务层面,系统设计了用户行为分析功能,对于异常用户行为、错误行为进行精细化分析。例如对于高频次发彩信的异常用户进行重点监控,对于彩信MO业务接收号码错误、彩信中心地址配置错误这类行为予以矫正,避免人为因素造成的网络指标下降、用户感知差等问题。

2.2 PDP上下文指标分析

2.2.1 概述

PDP上下文流程是分组域的主要流程。其中PDP激活成功率是网络KPI指标,也是用户感知的重要参考点。PDP上下文激活用于建立用户面的分组传输路由,MS发起一个分组数据业务呼叫是MS发起的PDP上下文激活的触发条件。如果 PDP上下文激活流程失败或SGSN返回Activate PDP Context Reject信息,MS将试图发起对同一APN的新一次激活。当和已激活的PDP上下文重用PDP地址和其他PDP上下文信息,但QoS配置不同时,将会发起二次PDP上下文激活流程[4]。信令交互涉及MS,RNS(BSS),SGSN,GGSN等。

2.2.2 系统应用

分组核心网分析系统的KPI指标监测功能对PDP上下文激活等KPI指标进行全程质量监控。利用过滤功能,对所有PDP指标进行过滤,过滤结果如图2所示。

对于过滤指标在指标监测页面进行设置,包括指标时间粒度(粒度到分钟)、网络质量统计阈值等,对于网络质量指标阈值设定上下限、预警门限、告警级别,该指标就会显示在实时监控页面。

当监控指标出现告警时,利用网络质量分析功能对指标异常的原因进行分析。可以按照失败原因进行钻取, 如HLR故障(Cause=Hex: 1F---Activation rejected, unspecifie)、APN检查失败(Cause=Hex:21---Requested service option not subscribed)、DNS翻译失败(Cause=Hex:1B---Unknown or missing access point name)、CAMEL用户(Cause=Hex:26---Network failure)、SGUP资源不足(Cause=Hex:1A---Insufficient resources)、GGSN无响应(Cause=Hex:26---Network failure)等[5],找出哪些失败最多的原因值。可以按照区域进行钻取,可以找出哪个SGSN、LAC失败率最高、次数最多。可以对高频次PDP建立用户进行钻取,看失败的用户集中度,看看是按用户统计比较分散还是集中在某一个或某几个用户造成的,如果是一两个用户造成的大量失败,就归结于终端问题[6]。

2.3 漫游用户上网投诉分析

2.3.1 概述

随着数据业务的发展,省内漫游、国内漫游、国际漫游的GPRS用户投诉逐渐增多,解决用户GPRS漫游问题已经成为工作的重点。信令跟踪在分析用户呼叫接续、局间信令配合等过程的失败原因方面有着重要的应用。利用跟踪的结果,常常可以直接得到呼叫失败的原因,找出问题的症结所在,或者从中得到启发,为后续分析提供宝贵的思路。

2.3.2 系统应用

分组核心网分析系统投诉故障处理功能不但可以实时的跟踪所有符合跟踪条件的会话记录,而且提供历史记录查询功能。当出现漫游上网投诉时,对用户进行跟踪处理。系统提供了按用户号码、IMSI、方向(上行、下行)等跟踪条件。同时提供了过滤条件,可以按接口、协议、设备(点码或IP)进行过滤,从而提取出关注的记录信息,如图3所示。

每条记录都包括了多接口分析和单接口分析,分析窗口包括了信令流程图区域:显示当前记录在各个网元之前的信令交互时序图;码流详单:对应信令流程图中每一条码流的接口、协议详单;详细解码:每一条详单对应的信令原始码流和详细解码,方便查看码流中的详细字段信息。

使用信令跟踪,会很方便的看到SGSN收到激活响应后未向GGSN发Create PDP req就直接向MS回拒绝消息,系统返回的失败原因值为:Cause=Hex:21---Requested service option not subscribed。通过这些码流分析,可以及时发现漫游用户上网异常问题为APN检查失败[7]。APN错误常见的原因有两种:一是用户修改手机设置时输入错误,还有一种是用户使用水货手机,手机中预定义的APN为其他运营商的APN,如orange等。用户使用错误的APN激活导致激活失败虽然是用户自身原因所致,但用户可能并不知情,用户感受到的只是无法使用GPRS业务。在这种情况下,可以根据系统分析,适时在SGSN上打开APN纠错功能,从而提高用户感知、提高网络性能指标即PDP激活成功率,降低潜在的话费流失。

3结语

应用实例的介绍凸显了分组核心网分析系统的特点与功能,该系统对于精细化作业工作具有重要意义,扮演着重要的角色。当然必须实现基础数据的实时性、准确性和可靠性才能发挥其高效的支撑作用。系统建成后仍需不断完善,首先根据工作具体要求,添加、更新数字字段以不断适应实际工作需求。其次是完善数据报表功能,为业务发展提供更有价值的用户行为工具。最后加强系统配置功能,形成集中统一的分组核心网综合网管平台。

参考文献

[1]韦薇,张扬.信令监测系统架构规范的演进[J].电信工程技术与标准化,2011(4):41-43.

[2]刘清丽.在集中维护体制下生产作业指挥调度系统的设计与实现[J].电信科学,2007(5):31-33.

[3]中国联通公司.中国联通移动分组网监控系统功能规范[S].北京:中国联通公司,2010.

[4]3GPP.3GPP TS23.060 General packet radio service(GPRS),service description,stage 2[S].Sophia Antipo-lis:3GPP,2011.

[5]何华.WCDMA PDP激活成功率优化[J].通信电源技术,2011(4):12-13.

[6]薛松荃.关于国际漫游来访业务测试质量分析[J].硅谷,2011(15):40-41.

分组处理系统篇6

在大力打造“中式卷烟”的今天, 国内卷烟加工工艺的发展已经不再局限于过去单纯追求物理指标、降低消耗的过程了, 而是将其升华为提高感官质量的过程。目前, 相关企业所提出和研究的“特色工艺”, 就是在“制丝工艺技术水平分析和提高质量的技术集成研究推广”项目技术平台的基础上, 经过进一步的深化和创新得到的。企业根据“原料分组”的基本原则, 针对特定品牌和原料的特点, 建立起卷烟配方模块, 进而确定各模块的加工路径和加工条件。

某烟厂的制丝工艺技术已经初步具备了柔性化的生产能力, 可以安排分组制丝生产。例如, 制丝线整体布局采用双线、多线并联生产;拥有较多的贮柜, 可以分组贮存各烟叶模块并再次配比;在各配方中, 不同产地、不同等级的烟叶, 可以根据感官质量和理化特性重新分组, 选择不同的关键加工设备 (比如薄板烘丝机、HXD等) 或选用不同的加工工艺分别处理。

2 制丝线MES系统架构

根据S95标准中提出的要求, 制丝线MES软件主要借助于GE Fanuc Proficy Plant Apps软件平台完成工作。下面简要论述了生产管理中最核心的几项内容。

2.1 生产计划管理

该模块的主要功能是监控生产计划的制订、审核、分解、组批、下达和计划执行的情况。

对分组加工的生产系统而言, 生产计划管理具有非常重要的意义。MES系统中的计划执行与管理模块可以合理调配资源, 缩短生产时间, 减少生产能耗, 使得柔性、多变的生产更加有序, 能更好地满足分组加工少批量、多批次的要求。

2.2 生产调度管理

生产调度模块是用来合理下达制丝批次计划和预处理批次计划, 最终完成各工艺段的作业任务的功能模块。生产调度子系统模块的功能包括生产状态监视、批次生产周期时间估算、车间作业任务派发和协同调度等。

在分组加工模式下, 使用的多为并行设备, 同时, 由于它们之间存在多级缓冲, 使得在执行批次生产计划时, 工艺路径越来越复杂。因此, 要将制丝计划下达到每个车间的工艺段, 还需要生产调度给予一定的支持。

根据物料工艺路线的处理能力确定其在各类设备上的处理时间, 进而选择相应的生产计划。这时, 系统就可以根据各批次的计划, 反推出每种物料在各工艺段的开始时间和结束时间。同时, 周期时间估算是作业计划进入生产系统的参考依据。

2.2.1 估计生产周期

批次额定处理时间计算公式是:处理时间=批量/设备能力。

对贮柜来说, 每个批次的额定处理时间包括进柜时间、存储时间和出柜时间。

2.2.2 确定作业任务

在调度界面, 调度人员可以先将备料就绪的计划手工选入调度窗口, 这时, 系统就会根据交货时间和各工艺段的估计时间, 反推出系统开始的投料时间——预处理计划推算的是原料烟叶的出库时间, 制丝计划推算的是等级烟叶的出库时间。同时, 系统可以根据模块/牌号工艺路径自动估算各工艺段的开始时间、结束时间和相应的队列情况。而作业任务的信息主要包括以下几方面。

2.2.2. 1 基本信息

基本信息包括工艺段编号、投料顺序号、批次号、牌号、投料量、预计开始时间、预计结束时间、实际开始时间和实际结束时间。

2.2.2. 2 配方信息

配方信息是指产品的配方, 包括工艺配方信息、控制参数信息和质量参数信息等。

2.2.2. 3 贮柜信息

如果是贮柜, 需要根据贮柜的状态确定相关的作业时间。当贮柜状态为“进料”时, 作业开始时间表示开始进料时间, 结束时间表示进料结束时间;当贮柜状态为“出料”时, 作业开始时间表示开始出料的时间, 结束时间表示出料结束的时间。

2.2.2. 4 任务状态信息

任务状态信息包括任务的批次状态、任务的执行状态和任务的操作状态信息。通过这些状态信息可以实现任务的自动调度和任务的执行、跟踪功能。

操作人员可以根据生产的具体情况执行相应的任务, 而系统可以根据任务的执行情况自动改变任务的状态属性。对于工艺段的作业计划, 可以根据实体物料的现场跟踪信息, 依次下达作业任务, 并时刻提醒现场操作人员积极完成相关工作。同时, 利用实时数据采集, 可以将执行状态信息反馈到生产平台中。

任务状态主要分为日作业任务、已完成任务、正执行任务、就绪任务和下一任务。

在操作员选定就绪任务执行时, 系统可根据批次信息和工艺路径信息, 从MES系统中提取相应的工艺标准、质量标准、处理时间标准, 并将其下载到相应的控制设备上, 保证设备能正确完成对相关信息的处理。

3 结论

分组处理系统篇7

Inte rne t的飞速发展以及随之而来的网络信息时代要求第三代移动通信系统能够提供多媒体业务。未来的移动终端不仅能够传送语音, 还要进行网络浏览、收发文件和电子邮件, 可视会话以及访问多媒体数据库等等。这些多媒体业务意味着第三代移动通信系统能够满足不同速率 (从低速话音业务到高速图像业务) 、不同时延 (实时业务及非实时业务) 以及不同的业务质量的要求 (如时延, 抖动和误码率) 。

第三代移动通信系统分为FDD和TDD两种结构, 其中FDD划分为WCDMA和CDMA2000两种协议体系。为了适应3G无线环境下分组数据业务的发展, 这两个协议的标准组织3GPP和3GPP2对业务的划分达成了一致。3GPP和3GPP2协议[1, 2]根据对时延的敏感程度不同, 将业务分成4个Qo S等级:会话类、交互类、流类、后台类。协议[3]规定, 除了会话类业务对时延很敏感, 采用电路交换外, 其他类业务都可以采用分组交换。这不仅具有上下行速率不对称的特点, 而且资源统计能复用, 系统利用率也高。

第三代移动通信系统中的分组业务源模型不仅极大地影响到系统性能评估结果的准确程度, 而且也是规划承载这些业务的网络的基础。

1 主要特性与业务模型

通常无线分组数据业务的业务源模型包括两部分:用户行为的到达过程和具体的业务行为过程。业务行为过程是和具体业务密切相关的, 而到达过程对于不同的业务是相同的, 通常用到达间隔的分布来描述。最常使用的到达过程是到达间隔为负指数分布的泊松过程。

3GPP欧洲电信标准组织ETSI[4]给出了描述3G无线移动网络中分组业务源的统一参考模型, 如图1所示, 其中包括的参数有:会话达到过程、每个会话中的分组呼叫数目、分组呼叫之间的间隔、一个分组呼叫中的数据报数、数据报之间的到达时间间隔、数据报的大小。该业务源模型针对这些参数分别给出对应的分布函数。

无线分组业务源模型的特征参数如下。

(1) 会话到达过程a) 是一个Possion过程;

b) 不同的业务有各自不同的随机过程参数;

c) 只决定业务呼叫起始时间, 而与呼叫结束无关。

(2) 每个会话中的分组呼叫数目 (Npc) a) 服从几何分布;

(3) 分组呼叫之间的间隔 (Dpc)

d) 当分组呼叫中只有一个分组时, 不需要该参数。

(6) 数据报的大小 (Sd)

a) 服从截断的Pare to分布 (Pare to dis tributionw ith cut-off) ;

b) 标准Pare to分布定义如下:

c) 数据报分组大小定义为:

其中, P为标准Pareto分布 (α=1.1, k=81.5byte) 的随机变量。m为最大允许的分组大小 (m=6666byte) 。

d) 数据报分组大小的概率密度为:

其中, β是x>m的概率,

其中a=1.1, k=81.5byte, 所以μn=480byte

3GPP2[5]也在CDMA2000-1x EV (DV) 系统中给出了分组业务的模型, 与ETSI基本类似。但是不同的分组业务也有各自不同的特性, 业务模型也随之不同, 甚至不同的HTTP版本和浏览器都会影响网页下载方式, 从而导致不同的业务模型出现。下面将逐个分析各类业务的特性和模型参数。

1.1 Internet业务——交互类

无线Internet业务主要包括WWW、Email、FTP等。另外还有专门用于无线环境的WAP业务。Email、FTP也可归于后台类业务, 但这并不影响下面的分析。

1.1.1 WWW业务

通常情况下, 一个网页中的一个联接包括一个或多个URL请求。当一个用户发送一个URL请求时, WWW服务器执行一个用户端程序来给用户产生响应。用户端程序可能根据页面的内容产生附加的请求, 例如页面内的图片等。这些附加的请求将建立新到用户的TCP联接, 这些联接可能相互交错并行产生, 也可能顺序产生, 这与HTTP的版本有关。与URL相关的请求完成后, 用户将有一段时间来浏览该网页, 然后再发送一个新的请求, 所以, WWW业务到达过程不是简单的Pois s on到达过程, 可以用一种改进的ON/OFF模型来描述[6], 如图2所示。

图2中, Active ON代表页面单个文件的下载, Active OFF代表下载组成一个页面的不同文件之间较短的时间间隔, Inactive OFF代表用户下载完一个页面后的浏览时间。其中Active ON时长与所下载的文件大小有关, 而文件大小服从Pareto分布。Active OFF时长服从We ibull分布, Inactive OFF时长服从Pare to分布。

1.1.2 E-m ail业务

通常情况下, 当用户运行其Email软件登录到从服务器上删除。每下载一个Email, 用户要浏览E-mail的内容。然后可能回复该E-m ail, 也可能下载下一个Em ail。单个用户的Em ail流量可以用ON/OFF模型来描述[6], 如图3所示。

图3中, ON代表信件的下载时长 (其分布参见文献[3]) ;OFF代表一个信件下载完毕但下一个信件开始下载之间的间隔, 也就是用户阅读信件的时间, 它服从Pareto分布。

1.1.3 FTP业务

FTP类业务的模型相对比较简单, 其过程可以概括为:用户发送带用指定目标文件的起始请求数据分组, 一旦请求确认, 以后的文件传输就无需确认, 有时在获取文件之前, 用户经常会产生一些路径或目录查询的分组。其业务源模型和E-mail的模型类似, 单个FTP用户所产生的流量也服从ON/OFF模型。每个会话通常包括一组文件传输, 每个文件之间的传输间隔为用户阅读时间。图4给出了FTP类业务的参考模型。

通常建模需要以下参数:每次FTP会话间隔的分布、用户在一次会话中下载文件大小的分布以及下载文件数的分布、一次会话中前后2个文件之间的用户阅读时间的分布、文件传输中各分组的长度及分组传输的间隔时间分布。

1.1.4 WAP业务

目前GPRSWAP应用经过无线接入网的电路域和分组域, 由WAP网关接入Inte rne t。未来3GWAP应用只在分组域传输, 图5给出WAP应用的网络参考模型, 便于我们分析WAP业务的模型参数。

移动终端发起的WAP请求可以看作是固定长度的, 引起WAP服务器发起一个间隔服从负指数分布的响应。该响应包括若干对象, 对象数目服从几何分布, 对象间的时间间隔服从负指数分布。在接收到最后一个对象, 开始服从负指数分布的阅读间隔。当WAP浏览器发起一个新的请求, 阅读间隔结束。因此, WAP业务源的建模通常需要统计WML (无线标记语言) 文件 (注:就是上面提到的对象) , 从中找到以下参数:WML文件的平均大小和分布、一个WML文件中包括的数据分组的平均个数和分布、数据分组的平均大小以及数据分组的发送间隔的分布和用户阅读的时间间隔的分布。

1.2 视频流业务——流类

视频流业务将是3G应用中的一项重要业务。移动用户可以通过无线接入网接入Internet上的视频服务器。这类业务的典型特征是没有语音业务那么严格的时延限制。接收端的缓存器结构保证了视频流业务在一定范围内具有一致的时延和时延抖动, 这由缓存器的初始时延决定, 通常是几秒的间隔。

3G标准已经采纳H.263和MPEG4协议用于视频, 由于支持有效的编码压缩技术, 可以保证低比特速率的视频接入, 从而适用于无线接入环境。图6给出无线网络环境下视频流业务的参考模型。这是从基站到移动终端方向观察到的视频流业务的稳态模型, 忽略了呼叫建立的时延。

一次视频流的会话过程就是指一次呼叫过程, 每个视频帧按一定速率在确定的时刻T到达, 其中每帧数据都包括固定数目的片段 (slice) , 每个片段作为一个分组包传输, 通常分组包长服从截断的Pare to分布。如图6所示视频源编码器在分组之间引入了编码时延Dc, 而TB是移动终端缓冲窗的大小, 用来保证视频流的连续播放, 它与业务模型没有直接关系, 主要用于监督视频流的实时性。因而对于视频流业务源进行建模, 需要考虑的主要参数有:视频流呼叫的发起时刻和间隔、帧的到达间隔时间、各帧的大小、帧中所包含的片段/分组的数目、分组大小和传输的间隔时间。

1.3 短信 (SMS) 业务——后台类

短信业务属于后台类业务, 相对比较简单, 它所产生的流量是由固定尺度的数据报组成 (不超过160个字符) , 描述它的参数主要有:每次发送的数据报个数, 两次发送之间的时间间隔。

2 无线分组业务建模的方法与流程

通常业务建模除了需要分析业务源特性, 还要借助合理的分析方法与建模流程。通过直接测量收集网络数据进行的分析、数学理论分析和离散事件仿真分析是业务源建模的3种主要方法。

(1) 基于实际测量的方法

研究任何业务特性的最好方法是在一个正常运营的网络上去研究实际的业务流量, 收集建模所需的参数, 但是由于客观条件限制, 并不是总有这样的机会。

实际测量可以得到精确的业务模型, 但也有明显的缺点。直接测量不但耗时多, 开支大, 而且只能针对现有的特定网络进行分析。在现有网络基础上进行测量, 关于网络性能的一些假设情况不容易定位, 因为模拟假设情况而对网络进行物理上的改动可能会危及网络的正常运行, 所以这种方法只适用于对网络全局性能影响不大的局域网内部。

(2) 基于数学理论分析的方法

借鉴公开的与所研究的业务相类似的数据应用的研究成果, 根据不同的业务需求与网络应用环境来调整参数, 对所有业务都适用, 尤其适用于研究新业务的模型。但是, 总的来说, 开发一个可以控制的理论模型需要很多严格的假设, 并且在通常情况下, 很难求得理论模型的精确解。

(3) 基于仿真分析的方法

通过网络仿真, 可以比较不同网络对同一业务模型的影响, 而且可以在仿真结果中得到业务源汇聚后的流量特性, 也可以验证理论分析得出的模型的正确性。这种方法适用所有业务, 尤其对于尚未开展的无线数据业务进行建模, 这是不可多得的方法。但也存在缺陷, 仿真分析需要借助仿真平台, 完成网络模块的搭建, 不仅耗时, 而且加入了人为的假设。

以上3种方法都存在各自的局限性, 实际应用中往往采用2种和3种方法结合使用, 才能得到比较精确客观的模型。通常采用的建模流程如图7所示。

对于3G无线分组数据业务的建模, 可以在目前已有模型的基础上, 利用仿真工具 (OPNET, NS, BONes等) 对其参数进行修正[7]。仿真过程中首先需要建立UMTS的网络模型 (图8) , 才能分析无线环境的特性和无线应用的Qo S参数对业务模型的影响。图8阴影部分标识的是UMTS分组域部分, 是分组数据业务的网络环境。

仿真环境的开发还需要了解每个网络节点协议栈的构成, 图9是UMTS面向分组交换域的用户平面协议栈, 图9中标识了上行分组数据的流向。只有建立完备的协议栈结构才能将真实网络协议对数据流量的影响考虑进去, 这将关系到后面进行数据拟合时, 对业务模型修正的正确与否。

系统仿真模型不仅要求建立一个业务生成模型和网络体系, 更重要的是要在网络仿真环境下验证该模型产生的数据源与实际业务源是否具有相同的统计特征。

在整个仿真建模过程中, 首先需要建立与实际网络环境相近的仿真条件, 例如无线信道的衰落模型、时延特性以及网络结构 (其中包括网络拓扑、单小区的用户数和用户业务类型) ;其次, 需要选取正确的业务模型。前一节已经给出了若干典型无线分组业务的模型, 这将直接影响下一步的模型参数调整。图10给出了单小区10个用户纯后台类业务条件下收集的流量结果, 这是从基站到移动终端下行方向的流量, 横坐标是仿真时间, 纵坐标是数据流量, 单位bit/s。如果仿真收集的结果与实际网络采集的结果在一定误差范围内, 说明原先建立的业务模型是有效的, 否则就需要重新调整业务生成模型的分布和参数, 直到和实际业务源的统计特性相吻合。如果理论模型选取的不合适, 将直接影响数据拟合过程, 造成仿真结果与实际数据相差太大, 模型的调整也变得更复杂。

3 结论

目前国内外许多有关3G的研究工作都围绕在分组数据业务, 3GPP和3GPP2两大标准组织也在积极从事这方面的研究。业务源模型建立的准确与否, 直接关系到3G系统性能分析的准确程度。因此, 本文对3G无线分组数据业务的特性进行了分析, 提出了一种用于无线分组业务建模的分析流程与建模方法, 这对今后3G无线资源管理和流量控制都具有重要价值。

摘要：业务源模型建立的准确与否直接关系到3G系统性能分析的准确度, 因此, 借鉴了现有网络已有的业务模型;对未来3G无线分组数据业务的特性进行了分析, 给出了若干典型的无线分组数据业务模型。最后针对业务源建模的相关技术进行了探讨, 提出了一种用于无线分组业务建模的分析流程与建模方法, 对实际网络的业务规划具有重要价值。

【分组处理系统】推荐阅读：

分组分配10-16

分组控制05-14

弹性分组05-19

有效分组05-24

分组抽样07-13

分组研究08-29

分组管理09-16

分组思想09-17

功能分组09-24

如何分组09-27

>> 查看更多相关文档