автореферат диссертации по информатике, вычислительной технике и управлению, 05.13.05, диссертация на тему:Концепция, методы и инструментальные средства сквозного проектирования логических алгоритмов в системах управления потенциально опасными технологическими процессами

«в 05 , з да» ®>7

российская академия наук

институт проблем управления

амбарцумян александр артемович

удк 62-504

концепция, методы и инструментальные средства сквозного проектирования логических алгоритмов в системах управления потенциально опасными технологическими процессами

(на правах рукописи)

Специальности: 05.13.05 - Элементы и устройства вычислительной техники и систем управления. 05.13.11 - Математическое и програм^-юе обеспечение вычислительных машин, комплексов, систем и сетей.

автореферат

диссертации на соискание ученой степени доктора технических наук.

Москва, 1996

Работа выполнена в Институте проблем управления Российской Академии наук.

Официальные оппоненты:

- доктор технических наук, профессор Лазарев Владимир Георгиевич

- доктор технических наук,

академик РАЕН Кузнецов Олег Петрович - доктор технических наук, профессор Вагин Вадим Николаевич

Ведущая организация - Всероссийский научно-исследовательский институт автоматики г.Москва.

заседании диссертациои тута

проблем управления РАН по адресу: Москва, 117806, Профсоюзная улица, 65. Телефон совета: 334-93-29.

С диссертацией можно ознакомиться в библиотеке Института проблем управления.

Защита состоится

на

Автореферат

Ученый секретарь диссертационного (Зов К*Т*Н« • с*н*с*

• »

ОБЩАЯ ХАРАКТЕРИСТИКА РАБОТЫ

Актуальность проблемы. Непрерывное совершенствование технологических процессов, использование наукоемких технологий, интенсификация производства во многих приложениях сопровождается использованием потенциально опасных технологий, что, в свою очередь, усложняет оборудование и процессы, поскольку требует включения в состав технологии систем обеспечения безопасности. Такие тенденции характерны для всех отраслей промышленности: металлургии, химической промышленности, нефтепереработки, но остро проявляются в энергетике и особенно в атомной, что объясняется, прежде всего, сложностью физических процессов, высокими единичными мощностями агрегатов, жесткими требованиями по обеспечению безопасности. Важнейшую роль в структуре современного производства с потенциально опасной технологией играют автоматизированные системы управления технологическими про^-цессами (АСУ ТП).

Современные АСУ ТП в энергетике выполняют функции контроля состояния процессов и оборудования, управления системами безопасности, автоматического регулирования параметров процессов по заданным законам или программам, осуществляют защиту оборудования, ввод-вывод резерва, обеспечивают персонал необходимой информацией, воспринимают от оперативного персонала команды и обеспечивают их выполнение.

По объему воспринимаемой информации,.сложности и многообразию реализуемых функций АСУ ТП АЭС относятся к сверхсложным системам и поэтому с началом их использования в промышленности исследованию и разработке методологии проектирования таких систем посвящено большое количество работ."

Центральной проблемой в проектировании систем управления технологическими процессами является решение относительно структуры системы: информационной, функциональной и технической. .В работах по теории управления отечественных ученых: Айзермана М.А., Богомолова H.H., Бутковского А.Г., Воронова A.A., Емельянова C.B., КругЕ.К., Красовского А. Н., Меерова М.М., Петрова Б.Н., Поспелова Г.С., Трапезникова В.А., Фельдбаума A.A., Цыпкина Я.З. для непрерывных систем управления исследованы вопросы синтеза функциональной структуры системы в части управления отдельными параметрами. В этих исследованиях решаются фундаментальные вопросы управления конкретным параметром, определяется функ-

циональная структура контура управления, решаются принципиально вопросы управляемости, устойчивости, реактивности и т.д. При разработке системы управления эти результаты используются, но они определяют только малую часть структурных решений. В непрерывно-дискретных системах, по мнению экспертов, контуры регулирования составляют примерно от двух до пяти процентов общего числа контуров управления, защиты и измерения в функциональной структуре. Остальные 95 - 98% от общего числа контуров в функциональной структуре по своей сути - логические контуры,и их структурная организация является определяющей при выборе структурных решений.

Вопросы синтеза структуры системы по логическому описанию являются центральными в теории логического управления. В работах Гаврилова М.А., Глушкова В.М., Закревского

A.Д., Лазарева В.Г., Пархоменко П.П., Поспелова Д.А., Пран-гишвили И.В., Таля A.A., Якубайтиса Э.А. и др. задачи синтеза структуры логического устройства, включая описания логического алгоритма, его эквивалентные преобразования, синтез структуры устройства из заданного набора элементов решены вполне удовлетворительно применительно к системам и устрствам ограниченной размерности (примерно 10-20 двоичных входов). Вопросы размерности и сложности самого процесса синтеза, в связи с универсальностью практически всех задач синтеза являются главным препятствием к практическому использованию теоретических результатов.

Работы 80-90 г.г. Баранова С.И., Девяткова В.В., Закревского А. Д. , Кузнецова О.П., Бандман О.Л., Горбатова

B.А., Чистова В.П., Юдицкого С.А., Янковской А.Е. и др. посвящены разработкам методов, снижающих сложность синтеза как на фазах описания (разработка новых языков: ЯРУС, УСЛОВИЕ, ФОРУМ, ПРАЛУ), так и на этапах синтеза (стандартные реализации). Полученные результаты полезны применительно к отдельно взятому устройству (алгоритму), однако в реальном проектировании АСУ ТП приходится иметь дело с тысячами, в основном довольно простых, параллельно функционирующих алгоритмов. Методология структурирования этих алгоритмов в системе управления, проверка корректности, координация их интерактивного исполнения не имеют на сегодня удовлетворительного реы€ния.

Особенно это актуально для логического управления при проектировании систем безопасности, поскольку методология проектирования, гарантирующая безошибочность, является ос-

новным приемом обеспечения требуемого, достаточно высокого, уровня надежности прикладного программного обеспечения этих систем.

В этой связи развитие методологии проектирования логического управления для автоматизированных систем управления потенциально опасными технологическими процессами представляется весьма актуальным.

При этом методология должна обеспечивать возможность поэтапной верификации процесса проектирования, начиная от определения функций логического управления и заканчивая структурой логических алгоритмов и анализом их корректности. Методология должна создавать фундамент для информационной технологии, реализуемой в виде инструментария, поддерживающего проектирование системы управления от сбора данных до генерации прикладного программного обеспечения."

Целью диссертационной работы является разработка концепции, методологической базы и инструментальных средств сквозного проектирования логических алгоритмов в системах управления сложными потенциально опасными технологическими процессами.

Основные задачи диссертации, определяемые поставленной целью, состоят в следующем.

1. Разработка новых принципов и средств сквозного проектирования логических алгоритмов для распределенных систем управления потенциально опасными технологическими процессами (ПОТП).

2. Разработка информационной технологии сквозного проектирования логического управления для распределенных систем управления ПОТП.

3. Разработка языка описания исходных технологических данных для проектирования структуры систем управления ПОТП.

4. Разработка моделей и методов структурирования "графовых'"представлений логических алгоритмов.

5. Разработка математического аппарата эквивалентных пребразований структурированных описаний логических алгоритмов.

6. Анализ сложности структурирования "графовых" представлений логических алгоритмов.

7. Разработка моделей локальных описаний логических алгоритмов.

8. Разработка критериев корректности локальных описаний логических алгоритмов.

9. Разработка методов проверки корректности логических алгоритмов на основе построения моделирующих сетей Петри.

Методы исследования базируются на математической логике, теории конечных автоматов, общей алгебре, теории графов, комбинаторике, теории сетей Петри и теоретическом программировании .

Научная новизна работы заключается в обосновании и разработке оригинальных принципов сквозного проектирования распределенных систем управления потенциально опасными технологическими процессами и создании на этой основе информационной технологии проектирования логического управления от фазы формализации исходных данных по объекту автоматизации до фазы генерации прикладного программного обеспечения.

В рамках предложенной технологии впервые поставлены и решены задачи регуляризации логических алгоритмов для интерактивного выполнения и проверки корректности логических алгоритмов по локальному описанию с учетом взаимодействия с объектом.

Практическая ценность работы.

Представленные в диссертации результаты использованы в ряде проектов и позволяют научно обоснованно решать важные задачи, возникающие при разработке распределенных систем управления потенциально опасными технологическими процессами, такие, как формирование функциональной структура системы управления; обеспечение пошаговой технологии "разработки-программирования" с верификацией логических алгоритмов для управляющих систем безопасности; разработка инструментальных средств автоматизированного проектирования.

Достоверность научных положений, выводов и практических рекомендаций подтверадается убедительным обоснованием постановок задач, математически точной формулировкой критериев корректности, математическим доказательством точных формулировок, корректным определением семантики языка, наглядностью технической интерпретации, а таюке результатами практического использования предложенных в диссертации методов, моделей и средств.

Реализация результатов. Полученные в диссертации результаты использованы при создании ряда инструментальных комплексов автоматизированного проектирования: ППП "ФОРУМ-ЕС, тиражируемый в 80 г.г.; Макет Инструментального комплекса автоматизированной разработки ПТК на СПА-ПС (ИКАР-СПА-ПС), созданный в Институте проблем управления и переданный в

АЭП, НПО "Автоматика"- г.Омск и НПО "ЭЛВА" г.Тбилиси.

Методология проектирования, предлагаемая в диссертации, опробована при разработке ряда распределенных систем управления в промышленности: проект АСУ ТП Башкирской АЭС (1990 г.); АСУ ТП элеватора Бутурлиновского хлебокомбината (1995 -1996 Г.Г.).

Результаты диссертации, опубликованные в монографиях, статьях и учебных пособиях, используются в учебном процессе в Московском Институте стали и сплавов.

Апробация работы. Основные положения и результаты работы •докладывались на Международных семинарах ученых стран-членов СЭВ "Разработка общей теории автоматов" (Будапешт

- 1977, 1982 г.г., Прага - 1983, Лейпциг - 1984, Суздаль -

- 1985); Международной конференции "MICROSYSTEM'83" (PRAHA, 1983); Международной конференции MAN-MACHINE INTERFACE IN THE NUCLEAR INDUSTRY{ TOKYO, 15-19 Feb 1988 Г.); Мездунаро-дной конференции MICROSYSTEM' 89 (Karlovy Vary, 1989 г.);" Всесоюзных совещаниях по автоматическому управлению (Таллин: - 1980, Ереван - 1983, . , Ташкент - 1989 г.); Всесоюзных школах - семинарах по теории релейных устройств и конечных автоматов (Фрунзе - 1977, Киев - 1983, Кишинев -1980,1988, Москва - 78,89,90,96 г.г.); Всесоюзной конференции "САПР и их информационное обеспечение" (Москва - 1988 г.); на ряде Всероссийских и отраслевых совещаниях и семинарах 1986 - 1996 г.г.

Публикации. По теме диссертации опубликовано 40 печатных работ, в том числе 2 монографии.

Структура и объем работы. Диссертация состоит из введения, четырех глав, заключения, списка литературы. Общий объем основной части работы составляет 255 страниц машино-' писного текста, 84 рисунка, 8 таблиц. Список литературы на 26 страницах (276 публикаций).

ОСНОВНОЕ СОДЕРЖНИЕ РА60ТЫ.

Во введении обосновывается актуальность теш и формулируются цели исследований, даются краткие характеристики: применяемых методов, научной новизны и практической ценности полученных результатов.'

В первой главе анализируются с точки зрения управления особенности объектов автоматизации, включающих потенциально

опасные технологические процессы (на примере энергоблока АЭС).

Основными элементами энергоблока являются энергопрео-бразувдие агрегаты, связанные сложной сетью массо-(энерго-) передатчиков: паро-, водо-, или газопроводов, в виде сети труб, электропроводов генератора и электрической части. Хорошей моделью представления структуры такого сорта т<убъек-тов является множество потоков а = -[<1^1 Ь = 1 ,Н | . Каждый поток = <о11,Р11> характеризуется структурой с1г и множеством параметров Р1г. Объединение Р^ обозначим р.

Структура ,- это ориентированный граф с

множеством узлов, каждый узел сопоставляется

с преобразующим или управляющим блоком (узлом) объекта, а н^ «{г.^ ^11, з е - множество ориентированных дуг, сопоставляемых с паро-, газо-,электропроводами. Р1г|рк| кеГР^} ~

- множество параметров, характеризующих состояние узлов Я Среди множества узлов выделим подмножество и1, не имеющее входящих дуг (источники),и не имеющее исходящих дуг (стоки). Узлы г и / с их характеристиками Р1 и р° представляют соответственно входные связи энергоблока (интерфейсы) по потребляемым компонентам, возмущениям и выходным компонентам.

В каждый момент времени * известно Р§ задание по параметрам основных выходных компонентов, целью управления энергоблока является,при безусловном обеспечении безопасности, поддержание параметров Р^ выходных узлов в соответствии с Рц ^ заданием при минимуме затрат по входным компонентам Р*.'

Реализуется цель управления в каждый момент времени t изменением структуры и параметров потоков путем воздействия и^ на исполнительные механизмы: регуляторы, задвижки, клапаны, насосы, компрессоры и т.д. Как видно состояние потоков: структуры и параметры являются фундаментальными характеристиками энергоблока, отражающими его состояние в каждый момент времени 1;. Конкретное состояние 8^.= <о1Р1, с2Р2,..., СПРП> - это вектор, компонентами которого являются

структуры и параметры потоков, Б = {в^ = о,...,т )■ - множество состояний.

Функционирование энергоблока можно представить в виде

*) Запись Х={х1|1=1,п) означает Х={х1,...,хп} а множество индексов (1,...,п) для X будем обозначать IX.

отображения Р : р[ х —► Р° в каждый момент времени t. входных потоков с параметрами Р* через структуры потоков в^. в выходные потоки с параметрами Р°. Смена состояний энергоблока происходит как вследствие изменения входных потоков и возмущений и^и Р1, так и вследствие целенаправленного воздействия (управления) на узлы. Изменение под воздействием Ц^. описывается как отображение ф : в^х и^. —» Наблюдение за состоянием узлов и па-

раметрами потоков осуществляется с помощью датчиков, что представляется как отображение ф : в^ —» х1; части параметров (состояния) объекта в множество входов х^. системы управления. В общее число входов системы управления X = х'и х" входят также входы X , соответствующие воздействиям оператора. Система управления по х^ и исходным данным по структурам потоков в каждый момент времени 1; располагает в^-образом состояния (его представлением в системе управления). Управление выполняется в виде последовательности процедур (шагов).

Шаг . По результатам сопоставления параметров выходных потоков и задания ь в соответствии с критериями функционирования и общим состоянием объекта е.,. определяется состояние - конфигурация и параметры потоков в момент

времени и+М;), при котором достигается между и Р^ 4 лучшее соответствие в^'х Р^1 х РЕ°.|. —* в-^+д^

Шаг У2. Определяется управление и1. такое, что выполняется в ^.х —►

«Шаг У^. Заключительная процедура принятия, решения упралящей системы состоит в выборе по требуемому и^ варианта воздействия оператора х^', такого, что обеспечивается

Х^. х Х^. х в^. —► и^..

Шаг При реализации ut в системе происходит смена внутреннего состояния Х^ х Х^ х з^ —> а

Схема -управления по процедурам 71, 7г, У2, называется .управлением по состоянию и соответствует идеальной процедуре управления. Однако на практике эта схема реализуема только для очень простых объектов либо отдельных контуров (параметров) подобъектов.

Это объясняется: во-первых, сложностью аналитического задания функций (отображений) Р,ф,ф и процедур

во-вторых, сложностью построения сквозной модели объекта, позволяющей отобразить взаимозависимость параметров

потоков (подсистем) < в1Р1......от их структур и

управления; в-третьих, неоднозначностью решений для проце-

дур У1, У2, Уо, отсутствием достаточно эффективных процедур выбора решений и оценки последствий принятых решений в реальном масштабе времени.

На практике управление по состоянию дополняется параллельно работающими автоматами, реализующими событийное управление. При событийном управлении множество состояний энергоблока Б разбивается на два подмножества: подмножество допустимых и Б2 - подмножество недопустимых, состояний с точки зрения безопасности и сохранности технологического оборудования. б2 отделяется от некоторыми признаками - пороговыми значениями параметров Р1...Ры. С каждым событием А(х1;)> означающим переход из е в е связывается некоторое управление и^., обеспечивающее обратный перевод объекта из в^- е32в вк € .

Эти алгоритмы (обозначим их множество А) задаются в форме секвенциальных автоматов: (х^.) ► и^ 1=1, |А|. Аналогично задается и управление от оператора каждым узлом (обозначим их множество Б) Б1с(х1;) ь ик, к=1,рк|.

Событийные блоки (множества Айв) выполняют роль "сторожей" в процессе функционирования энергоблока, а блоки управления по состоянию выполняют функции регулирования (обозначим их множество И), либо последовательностного управления (обозначим их множество Ю группой исполнительных механизмов. Управление технологическими процессами энергоблока при этом строится следуюцим образом. Блоки (й,ь), ведущие управление по состоянию отдельными параметрами, функционируют параллельно со "сторожевыми" блоками А и Б: оператор наблюдает за состоянием в^. и анализирует через пульт управления соотношение задания Рд ^ фактического значения Р*£ выходных штоков; в зависимости от величины рассогласования оператор выбирает: з^+д^ (процедура У1), и^. (процедура У2), обеспечивающие достижение а затем вариант во-

здействия х^, обеспечивающий выработку средствами управления и^.. При этом, если для всех выполняется (х)=0 и (х^) « 0, то от "сторожевых" автоматов управление не поступает. Как только некоторое А-^х^ или (х^) станет истинным, то сработает соответствующий блок и будет отработано управление, локализующее создавшуюся ситуацию.

Отметим особенности ПОТП как объектов автоматизации. Основные материальные потоки являются непрерывными, но их доля в множестве всех потоков о имеет тенденцию к уменьшению. Это вызвано тем, что с возрастанием мощности основных материальных потоков возрастает сложность основного обору-

дования и, как следствие, резко возрастают количество и объемы вспомогательных потоков и оборудования; Последние в основном являются дискретными. Поэтому исследования динамики основных потоков в ПОТП хотя и определяют пределы и характер основных "управленческих" воздействий и методы управления, но на структуру системы оказывают незначительное влияние. Так, например, в АСУ ТП блока АЭС типа ВВЭР--1000 около 50 регуляторов (непрерывных и дискретных), воздействуют на основные технологические потоки ( поле энерговыделения, потоки теплоносителя 1-го контура, парогенератор, турбина, генератор), около 150 регуляторов и около 1200 логических автоматов управляют оборудованием вспомогательных потоков.

В целом сложность ПОТП и требуемого управления (на примере АСУ ТП АЭС) характеризуются следующими данными: количество материальных потоков - |Q| % 100-200; количество узлов |Wj % 5000, кроме того, |Р|%5000, |R| * 200; |{А и Ь-} % 1200; |D| ^5000. При этом блоки А, ъ и D, как уже отмечалось, описываются логическими алгоритмами (задачами).

Рассмотрим подробнее основные особенности . комплекса логических задач: параллелизм, способы взаимодействия, интерактивность.

Параллелизм проявляется на уровне задач и на уровне управления механизмами. Параллельное управление группами исполнительных механизмов в рамках отдельной задачи имеет место как на уровне параллельных'фрагментов (ветвей), так и на уровне одного шага. Параллельные воздействия на объект могут привести к конфликтам, некорректному управлению.

Взаимодействие задач. Задачи взаимодействуют друг с другом через общие переменные (в том числе через формальные/фактические параметры), непосредственно (прямой запуск - гашение одной задачи из другой), а также через объект управления (например, когда одна задача формирует состояние объекта, являющееся условием автоматического запуска другой задачи). Использование неявного приема взаимодействия задач с помощью приоритетов, также является широко применяемым способом устранения конфликтов при использовании задачами общего ресурса (оборудования) ПОТП.

Интэрактивность логического алгоритма предполагает участие оператора в реализации отдельных фрагментов алгоритма. Участие оператора в управлении проявляется в нескольких аспектах: операторское управление исполнительными механизмами; запуск, гашение, предгашение отдельных задач;

передача исходных данных (уставок) для задач непрерывного управления, а также для многошаговых задач по их запросу, принятие решений о возможных продолжениях в многошаговой задаче из заранее (при проектировании) определенного перечня путей; принятие решений при превышениях контрольных интервалов времени в шагах логических задач.

Устойчивой тенденцией последнего десятилетия в выборе технических средств для реализации систем управления являются сети программируемых контроллеров для локального управления и сети рабочих станций для задач операторского интерфейса (верхнего уровня). Программируемые средства существенно расширяют функциональные возможности систем управления, номенклатуру приемов и средств обеспечения надежности, повышают гибкость структуры КТС и способность к изменениям в процессах пуска и эксплуатации системы.

Логические алгоритмы выполняются на уровне локальных сетей ПК и реализуют важнейшие функции координации задач, защиты и управления системами безопасности. Большие затраты временных и трудовых ресурсов при проектировании, отладке и сопровождении систем локального управления связаны в первую очередь с проектированием и отладкой логических алгоритмов и соответствующего программного обеспечения.

В практике проектирования разработка структуры и алгоритмов систем локального управления основывается не на теоретическом синтезе (как например, в теории логических устройств), а на искусстве системного аналитика, который на основе анализа структуры объекта и особенностей технологии, "изобретает" структуру и алгоритмы системы локального управления, определяет компоненты этой структуры , выбирает средства и способы взаимодействия компонент, определяет роль и функции человека-оператора в управлении и средства осуществления атих функций.

Сложившаяся традиция в проектировании не обеспечивает требуемого уровня "безошибочности" при проектировании систем управления ПОТП, особенно в части прикладного программного обеспечения, как этого требуют международные стандарты (например, К0-880). Перспективным решением проблемы проектирования системы логического управления ПОТП является создание информационной технологии как системы методов и средств, поддерживающих процесс проектирования.

Известные методы для целей создания такой технологии нуждаются в существенном развитии: во-первых, с позиции введения локальности в описании изменения входов-выходов.

во-вторых, в создании методологии синтеза алгоритма и затем устройства или программы по локальным описаниям и, наконец, в-третьих, с точки зрения возможностей в проверке корректности алгоритмов с учетом их взаимодействия с объектом и выполнения в распределенной системе.

В заключении главы 1 приводится развернутая постановка задач исследования, которые будут обсуждаться при изложении последующих глав диссертации.

В главе 2 диссертации рассматривается информационная технология сквозного проектирования локального управления потенциально опасными технологическими процессами.

В исследованиях автора 1975-1996 г.г. разработан оригинальный подход к сквозному проектированию устройств и структур распределенных систем управления потенциально опасными технологическими процессами. Научная новизна предлагаемого подхода заложена в оригинальных принципах, определяющих сквозную методологию.

Принцип опережения. Разработка системы управления является составной частью более широкого процесса создания автоматизированного производства, и эта работа в значительной степени зависит от результатов решений предшествующих этапов разработки. Принцип опережения заключается в том, что разработка системы управления должна начинаться с формализации и анализа результатов выполнения предшествующей фазы разработки - технологического задания.

При этом достигаются следующие преимущества: во-первых, формализуется реальный результат проекта - технологические схемы, описание конструкций, описание требуемого поведения и т.д.; во-вторых, в описании требуемого поведения объекта нет доопределений, зависящих от выбранного способа управления .

Принцип поэтапной верификации. Одна из особенностей

современных информационных технологий проектирования является представление проектируемого объекта цепочкой моделей, а проектирование - последовательность процедур преобразований или генерации этих моделей. Принцип по.этапной верификации заключается в разработке для каждого этапа (модели) правил корректности и методов их проверки.

Принцип объектно-ориентированного агрегирования. Важнейшим этапом в разработке языка описания является структурирование данных (понятий, атрибутов) в базовые констру-

кции языка. Принцип о б ъ к т н о-о риентирован-ного агрегирования заключается в группировании данных в базовые конструкции языка описания по степени их "близости" в объекте или его поведении.

В разработке языка этот принцип проявляется в структуре паспортов, например, в спецификации технологических процессов введено специальное понятие стадия Sj = <f.

(VAKVMIVIVM 1 111

для представления элементарных шагов технологического процесса, где х^ - это условие начала операции, f? - условие окончания, v^ - элемент поведения, то есть воздействие на объект и ожидаемая реакция.

Принцип минимальной достаточности. Одной из важных осо-

#V IV^ (V Л» IV «V «V /V ^ ^ IV «V Л/ IV IV ^ IV <V IV IV /V IV fV IVIV IV IVIV «V IV IV ^

бенностей первичных описаний логических алгоритмов является локальность, то есть описание не полных входо/выходных наборов, а лишь отличий от предыдущего шага. Принцип минимальной достаточности заключается в использовании таких процедур анализа и синтеза алгоритмов управления, для которых достаточно имеющейся локальной информации, содержащейся в технологических описаниях, либо требующих минимального ее расширения.

На основе сформулированных принципов автором предложена методология сквозного проектирования, реализованная в рамках Инструментального комплекса автоматизированной разработки (ИКАР) систем управления.

Информационная технология (ИКАР-технология) — сквозная для двух важнейших этапов проекта автоматизированного производства: разработка технологического описания и разработка системы управления. В силу этого ИКАР-технология на первом этапе ориентируется на специалиста-технолога, а на втором - специалиста-системщика. Ориентация на технолога преследует две цели: во-первых, автоматизировать рутинные работы заключительных этапов технологического проектирования; во-вторых, сформировать исходные данные для проектирования системы управления.

ИКАР-технология содержит три основных фазы: формирование технологических данных, конструирование алгоритмов управления; формирование функциональной структуры и конфигурирование ПТК (см. рис.1).

Первая Фаза ориентирована на специалистов по технологическим процессам и системщиков,включает следующие этапы:

I. Интерактивный ввод технологического описания объекта управления: технологические схемы в графическом виде.

описание на входном взьке торзн-с

со

VI ия

"Ж

.вкяентацн» на сз

д

схема итоиатш1и»

разработка алгоритиа

конфигурирование

;:«

госрацкй программ

управляющая ги 'р/има

V

конструктивные к тинкцконшще характеристики элементов

заказная спецншация

«а- 1»л мо» .0»

шш вш1. ли

1 пш| а

2 „ „ „

3

Рис.1 ИКАР - технология

иоле ль процесса

структурная схем птк

спецификация точек контроля и управления, технологические процессы (алгоритмы), их взаимодействие, приоритеты, участие оператора в выполнении процессов. Разработан специальный язык - ФОРУМ-С, представляющий собой систему паспортов (экранных форм), облегчающих технологу формализацию исходных данных.

2. Трансляция введенных паспортов,- синтаксический и простейший семантический контроль, диагностика на языке исходных описаний.

Вторая фаза состоит из этапов:

3. Синтез по паспортам моделей локального и индивидуального управления в виде типовых задач: измерения, защиты, блокировки, групповое управление, дистанционное управление и т.д.

По технологическим алгоритмам процессов формируются задачи, каждая из которых является алгоритмом управления, дополненным логикой взаимодействия с другими задачами и системой отображения информации оперативному персоналу.

4. Проверка корректности исходных описаний, включающая: анализ информационной и алгоритмической полноты; анализ динамики контуров регулирования и их реализуемости; анализ корректности системы логических алгоритмов (полнота, непротиворечивость, отсутствие "тупиков" и "ловушек").

Третья фаза ИКАР-технологии включает:

5. Конструирование функциональной системы локального управления, включая выбор центров обработки информации, назначение задач и исполнительных механизмов по центрам, автоматическое распределение точек контроля по центрам обработки и формирование частных баз данных.

6. Конфигурирование ПТК. В интерактивном режиме определяется: сколько и какого типа ПТК покрывают каждый центр обработки и затем их конфигурируют.

7. Генерация прикладных программ. Это традиционные задачи: "раскраска" памяти, установление абсолютных адресов, генерация кода, редактирование связей и генерация сопроводительной документации.

Важнейшей составляющей информационной технологии сквозного проектирования является предлагаемый язык ФОРУМ-С.

Специфика проектирования современных сложных систем управления потенциально опасными технологическими процессами заключается в том, что: во-первых, технология проектируется параллельно с системой управления; во-вторых, техно-

логи формируют (определяют) концепцию управления и разрабатывают технологические процессы и алгоритмы, то есть фактически участвуют в проектировании системы управления. .Результаты работы технологов оформляются в виде технологического задания на автоматизацию. Таким образом формальный язык описания исходных данных должен обеспечить: а) оформление результатов работы технологов; б) оформление задания на разработку систем управления.

Вся технологическая информация об объекте управления так или иначе связана с технологической схемой - символическим изображением потоков материалов в объекте. Поэтому естественно использовать графическое изображение технологической схемы как элемент языка и к ней привязать всю остальную информацию.

Информацию о каждой структурной единице технологии удобно оформлять в, виде отдельного документа - паспорта, являющегося по сути дела анкетой, в которой вопросы - специальные поля в экранной форме, перечисляют заголовки сведений о данной структурной единице технологической подсистемы, которую технолог должен сообщить разработчику системы управления. При этом наряду со специфичными сведениями о конкретной единице, паспорт включает поля, в которых отражаются ответы на вопросы: как и откуда управляется данная единица, каково участие оператора в управлении, как собирается информация о данной единице и где она отображается. Многие структурные единицы технологической подсистемы характеризуются большим объемом информации, которую удобно сгруппировать в отдельные паспорта.

Взаимосвязанность паспортов в языке ФОРУМ-С представлена на рис. 2 и обуславливается местом определяемого компонента в структуре описания технологии. Технологический объект управления представляется как совокупность технологических подсистем. В свой очередь технологическая подсистема привязывается, к одной из технологических схем и определяется структурой и технологическими процессами, описываемыми задачами. Структура технологической подсистемы определяется совокупностью компонент (исполнительные механизмы, аналоговые и дискретные параметры, дискретные входы/выходы), а также набором табличных сведений о подсистеме (сообщения, используемые временные задержки - таймеры и т.д.).

Задачи задаются также иерархией паспортов. При этом многотактная задача задается технологическим графом, каждая

подо стены

Рис. 2 Дерево паспортов

компонента которого•- это одна из возможных стадий. Алгоритмы блокировок, защиты представляются паспортами событийных задач (типа "условие - действие") с необходимыми атрибутами (например, время исполнения, место отображения и т.д). Алгоритмы регулирования представляются паспортами задач регулирования. Все алгоритмы в виде процедур могут использовать вычислительные задачи, определяемые соответствующими паспортами.

Для примера на рис.3 представлен паспорт многошаговой задачи. Паспорт задает общие сведения об условиях выполнения задачи и о структуре алгоритма: имя задачи, ее приоритет, возможный временной контроль, условие запуска и т.д. Технологический граф. задава%Ьй в основном поле паспорта, описывает "скелет" алгоритма, т.е. последовательность выполнения стадий. Технологический граф содержит нумерованные вершины следующих типов: действие (прямоугольник), взаимодействие (прямоугольник с двойными сторонами), альтернативное ветвление (ромб), цикл (треугольник), альтернативное слияние (кружок), параллельное ветвление (грибок) и параллельное слияние (чаша). Первые четыре типа стадий описываются дополнительными паспортами; для трех последних типов стадий собственные паспорта не нужны ввиду отсутствия необходимости задания какой-то дополнительной информации.

"Технологичность" ФОРУМ-С проявляется в том, что паспорта, с одной стороны, имеют явно компьютерную ориентацию, их взаимосвязь и наполнение основываются на пошаговом структурировании множества данных по единообразной форме; с другой стороны, паспорт является одновременно проектным документом.

Важнейшим этапом в создании языка является разработка его семантики, представляющей наиболее наукоемкую часть работ при создании языка. Особенно это относится к языкам, отражающим предметный план, общий для различных групп специалистов. Так в языке ФОРУМ-С- значительная группа понятий (технологическая схема, исполнительные механизмы, параметры и т.д.) отражает предметный план, соответствующий конструкции объекта и близок технологам, а следующая группа понятий (датчики, измерительный канал, задачи защиты, регулирование и т.д.) относится к компетенции и технологов, и управленцев. Традиционно семантика конструкций языка определяется содержательно в виде описаний, примеров. Этого обычно достаточно для группы конструкций, являющихся по су-

со

Идентификатор

ТЕОО 1)501

Примечание Запуск СВО - 2

Приоритет НУ.2

Временной контроль 50 мин.

Запрет дистанционного запуска + Запрет дистанционного гашения — Запрет дистанционного прелгашения" Запрет отключения ингеракгивности"

Услоние запуска

Технологический граф

Рис. 3. Паспорт миоготакгной задачи

ти описательными: технологическая схема, датчик, параметр и т.д. Семантику динамических объектов'языка, представляющих процессы, защиты, блокировки (в языке это задачи ), необходимо определять точно, в терминах подходящей модели. Поскольку основная группа задач представляется логическими алгоритмами, в работе семантика определяется на языке конечных автоматов, а именно в виде логических автоматов определенного вида.

Рассмотрение семантики важно с трех точек зрения:

- во-первых, с позиции запуска и гашения задачи;

- во-вторых, с точки зрения точного изложения управления при исполнении фрагментов описания задачи;

- в-третьих, с позиции координации параллельного выполнения задач.

Каждая задача представляется в виде пары автоматов: монитор задачи и собственный автомат задачи - алгоритм задачи.

Монитор всякой задачи выполняется всегда и представляется конечным автоматом специального вида, в котором вершины означают состояние автомата, а дуги взвешиваются секвенциями "условие - действие". Основные функции монитора -это определение взаимодействия между задачами, то есть их координация.

Алгоритм логических (многотактных и событийных) задач также представляется графами того же специального вида.. При этом каждой конструкции языкового описания задачи сопоставлен фрагмент соответствующего конечного автомата. Алгоритмы непрерывных (регулирующих) задач представляются функциональными схемами, задающими порядок и содержание расчетов.

Разработанная система мониторов и автоматов -задач обеспечивает механизм взаимодействия задач между собой и связь их с объектом управления по следующей схеме. Каждая задача управляет некоторым процессом через его исполнительные механизмы и считывает' информацию о его состоянии. Вся информация о процессе и управлении отражается в наборе данных системы, которые в свою очередь доступны системе отображения информации (СОИ) и через нее оперативному персоналу. Взаимодействие задач осуществляется через их мониторы. Все мониторы объединяются в один Монитор системы, и эти автоматы, а также функции, задающие условия задач, вычисляются постоянно. Вычисление алгоритмов в системе происходит по

сканирующей циклической процедуре следующим образом: п.1. обновляются все данные от процесса; п. 2. просчитываются условия и мониторы всех задач; по результатам срабатывания мониторов определяются подмножество инициированных задач и подмножество пассивных задач; п.З. вычисляются алгоритмы инициированных задач и вырабатываются соответствующие воздействия на процесс и в СОИ; затем вновь пункт I.

Таким образом определена как семантика конструкций, так и семантика взаимодействия задач, представленных в языке ФОРУМ-С. Тем самым завершена разработка языка. При этом изобразительные средства языка дают возможность в методологии проектирования реализовать принципы опережения, поэтапной верификации и объектно-ориентированного агрегирования данных.

В главе 3 рассматриваются задачи обеспечения иерархического представления логических алгоритмов, заданных графами. Предложенная в гл. 2 информационная технология проектирования предусматривает "графовое" представление технологических алгоритмов, то есть представление алгоритма как последовательно исполняемых стадий, а очередность исполнения задается графом задачи. Использование графов преследует две цели: во-первых, компактно описывать порядок исполнения сложных алгоритмов; во-вторых, возможность визуально контролировать процесс выполнения задачи при интерактивном режиме .

В главе I отмечалось, что, наряду с ростом количества логических алгоритмов, в современных системах управления ПОТП возрастает их сложность и степень "интерактивности", выражающаяся в увеличении интенсивности использования оператора в принятии решений на отдельных шагах алгоритма. Это требует компактного и наглядного представления всей структуры управляющего алгоритма и одновременно подробного представления отдельных исполняемых частей (фрагментов) алгоритма.

Графовые способы представления алгоритмов управления являются на практике наиболее распространенными. В теории логического управления (устройств) графовые формы восходят к диаграммам переходов и графам переходов. Последние всегда рассматривались как одна из наглядных форм представления алгоритмов, позволяющая как представить сам логический алгоритм, так и выполнить в этом описании все процедуры анализа и синтеза.

Интерактивное исполнение логических алгоритмов, заданных графами,на первый план выдвигает новые требования:

- иерархические представления алгоритмов;

- использование на самом нижнем уровне иерархии простых линейных последовательностей вершин (состояний, ситуаций, стадий);

- текстовое (формульное) описание структуры переходов между простыми линейными структурами.

В настоящей работе разрабатывается новая модель логических алгоритмов - автоматы с регулярной структурой (АРС), в которой выполняются перечисленные выше требования.

Определение автомата с регулярной структурой. Пусть задан структурный конечный автомат Мура М= < X, Y, Z ô, к, у0>, где X . = {г.,,..., xjj,), Z = {Z1t.:. ,z1} - множества структурных (двоичных) входов и выходов соответственно; Y = = { у0»у-|. • -•> уп_1 ) - множество, внутренних состояний; ô: X* х Y =» Y - функции переходов; X: Y => Z* - функции выходов; ус е Y ~ начальное состояние. Через X* и Z* обозначены соответственно множества^входных <х1,...,х[П> и выходных <z1,...,zl> наборов, где xi и z- означают переменные xi и Zj в прямом или инверсном виде. Будем всегда предполагать, что любое состояние yi е Y (i=i,2,—,п-1) достижимо из начального состояния yQ.

Будем считать^ что автомат M = <x,Y,Z,ô,A., yQ> задан взвешенным графом GM без кратных дуг, множество вершин которого есть множество состояний'Y, и из вершин y.j € Y в вершину' у^б Y ведет дуга (у-^.у,-)» если существует хотя бы один набор Xk € X*, такой, что o(Xk,yi )=у^-. Каждая дуга

(У^,У3-) в графе GM взвешена булевой функцией fu(x.).....з^)

(единичное значение которой является условием перехода из состояния в состояние yj), а каждая вершина у^ - набором Zve Z* таким, что Zv = X (у.^). Введем также следующее обозначение: cpyi(x1,... .Xjj^) обозначим булеву функцию, равную дизъюнкции функций, взвешивающих дуги, исходящие из состояния у^ € Y, не являющиеся петлями (дуги вида (yi,y1)).

Введем операцию совмещения над автоматами. Содержательно данная операция сводится к следующему. Пусть заданы два автомата м.,= <x,yt ,z,ô1 ,у01 > и м2= =<x,y2,z,Ô2Л2,у02>, в которых имеются состояния € y1 и у ^ е y2 ; такие, что (У*) = ^(yj). а функции (pyi и <pyj- ортогональны. Совместим состояния у£ и yj в одно, которое обозначим как , j > и замкнем на него все дуги, инцидентные состояниям у^

и yj в автоматах м1 и М2- Будем обозначать описанную операцию построения автомата M из автоматов Ы1 и М2 как M=M1(yi)

# М2(у^). Все дуги в М, кроме петли (у^ j.y^ •), взвесим теми же функциями, какими взвешены соответствующие им дуги в автоматах М1 и М2, а функцию, взвешивающую петлю (у^

y±tj)> определим так, чтобы она была ортогональна фунКЦИИ <PylfJ.

Введем также операцию самосовмещения автомата. Эта операция определяется аналогично операции совмещения и состоит в том, что в заданном автомате М1 совмещаются в одно состояния у^ € Y1 и yj е Y-j, но (у^у,-). Операцию свмосовмещения будем обозначать как M « # М.,(у£,у •).

Определим класс автоматов некоторого вида, которые назовем фрагментами. Все фрагменты из рассматриваемого класса имеют одни и те же множества входов X и выходов Z. Фрагменты будем обозначать буквой s, возможно, с индексом. В множестве состояний Yj каждого фрагмента помимо начального у0 е выделено его заключительное состояние у* с их мы будем обозначать также у0(3А) и у,^).

Дадим теперь следувдее рекурсивное определение фрагмента:

A. Автомат, представленный линейным графом, в котором число состояний п > 2, есть фрагмент s с y0(S) = у0 и у* (s )= yn_v

Б. Если s., и з2-фрагменты с Уо^) = yoi, у*^) = уж1 (1=1,2), то

а) s = (S.,"S2) = s1 (у*1 )# s2(y02) есть фрагмент типа

УО - У01 и =

б) s - (s.,vs2) = # sc (y»1ty,2) [ где SQ = s1 (yo1) #

* s2(Yo2)] есть фрагмент типа альтернатива с y0(s) = У01)02'

у*(S) = y*1f,2x

в) s = s1«= # S1(y01) есть фрагмент типа итерация о yQ(S) = у*(s) = у01 ; фрагмент типа итерация (цикл) будем также обозначать как S = CS1.

B. Не существует фрагментов, не определенных положениями А и В.

Автомат M = <Х, Y, Z, Q, X, yQ> называется автоматом с регулярной структурой (АРС), если в нем существует некоторое состояние у.. е Y; такое, что M является фрагментом с у0(Ы> = у0 и у*(М) = у±,^образованным применением конечного числа операций -, V, С.

S3: S4; S5:

flO/ \ fu / ч f 12 fl3

Y17jh"П Y18Í-4 Y19

F = ( С ( s5- ( ( s3v s4) • <s6- s7 ))) ■ (stV s2 ))

23

На рис. 4,а приведен пример автомата с регулярной структурой, у которого начальное состояние уА, а заключительное - Уд-

Каждому APC M можно сопоставить некоторую формулу F, в которой, зафиксирована последовательность применения рассмот тренных выше операций при образовании этого автомата. Эта формула будет состоять из обозначений • фрагментов s^,составляющих М, знаков операций образования конкатенаций, альтернатив и циклов (•,v,~hjih С) и скобок. Например, АРС, приведенный на рис. 4,а может быть построен из простейших фрагментов, изображенных на рис.4,6, и при этом может быть составлена следующая формула:

(C(S5-((S.VS,)-(Sg-S7)))-(8,782)).

Пусть имеется APC М, для которого составлена формула Р. Обозначим через B={Si) множество фрагментов Si, составляющих м, которые представлены в формуле Р как отдельные символы.. Пара RM = <В,Р> называется композицконой формой АРС М, при этом в - базис, а Р - формула композиционной формы (КФ). Композиционная форма АРС RM = <B0,PQ> называется простейшей, если каждый фрагмент Si € BQ является линейным графом. ■

Рассмотренное выше разложение автомата (рис. 4,а,б) представляет собой пример простейшей композиционной формы (ПКФ).

Предложенный способ задания АРС в виде КФ однозначно определяет автомат и может быть использован в практических приложениях для экранного представления АРС, выполняемого в интерактивном режиме. Однако, для некоторых задач может представлять неудобство тот факт, что один и тот же АРС может иметь несколько формул разложения при одном и том же базисе. Эти формулы задают разный порядок композиции графа из базиса, и они обладают различными возможностями отражения хода выполнения алгоритма.

В работе определяются АРС с линейной композиционной формой (ЖФ), показывается, что линеаризация КФ сводится к линеаризации формулы. Множество, дуг, входящих в начальное

состояние у0(s^), обозначим как Е?, а множество дуг, выходящих из Уо^),обозначим как (стрелка направлена соответственно к индексам или от них). Аналогично для заключительного состояния y*(si) обозначим множества входящих и

выходящих дуг как и

Введем понятие однопроходного фрагмента. Содержательно однопроходным называется такой фрагмент, в котором начальное и заключительное состояния не совпадают, и после выхода из начального невозможен обратный переход в это же состояние, а также после перехода в его заключительное невозможен последующий переход в другие состояния этого же фрагмента.

■ КФ Rm=<P,B> автомата с регулярной структурой M называется линейной, если:

а) в каждой принадлежащей ей конкатенации (S^Sg- ... —•Sn) лкбае два смежных фрагмента s^ • sk удовлетворяют

условию: (Е^ = 0) v (Eg=0);

б) в каждых принадлежащих ей альтернативах (s1 v Sg.-.v Sn) и циклах С(50) фрагменты Sj(i=0,1,2,...,n) являюся однопроходными.

В работе доказана теорема 3.1. Для любого автомата с регулярной структурой его ПКФ можно преобразовать в линейную, при этом преобразованию подлежит только формула ПКФ.

В доказательстве теоремы- 3.1 разработана система эквивалентных преобразований, которая позволяет для произвольной КФ найти простейшую. Отмечается важное свойство ПКФ: ее исполнение не содержит возвратов, что удобно при наблюдении исполнения.

Таким образом линейная композиционная форма АPC является некоторым формальным способом двухуровневого описания этих автоматов, при этом формула структуры Р описывает структуру в целом, а линейные фрагменты задают описание с точностью до состояний и переходов.

В работе устанавливается взаимосвязь между классом конечных автоматов в целом и классом автоматов с регулярной структурой, определенных выше. Показано, что для любого заданного конечного автомата M всегда можно построить АРС мо- такой,, что реализуемое М0 автоматное отображение совпадает с отображением, реализуемым М, однако в общем случае автомат М0 имеет дополнительные входные и выходйыв переменные (ключевые переменные) и дополнительные (переходные) состояния, между которыми отсутствуют прямые перехода;

Вводится специальная конструкция М^. (названная т-ав-томатом), которая представляет собой композиций двух автоматов Мс и Mq. Прй этом автомат Мс (N - число его состояний), . помимо входов xj,---.хд и выходов z1t..., zj_,

имеет дополнительные входы w.,,...,wq и выходы w*,___,w*

(ключевые переменные).

Автомат Mq представляет собой устройство, содержащее q элементов задержки величиной % каждая, соединяющих входы

w.,,—w* автомата Mq с его выходами w1____,wq. Фактически,

роль автомата Mq состоит в запоминании предшественников некоторых состояний автомата М0 на время т.

Teopeua 3.2. Для любого конечного автомата M существует моделирующий его т-автомат, в котором м^ является АРС и q=n, N¿¡1+1 .

Моделирующий т-автомат конструируется довольно просто: его базис разложения В содержит п фрагментов, каждый- из трех состояний, а формула - цикл над альтернативой всех

. линейных фрагментов F = с (so 7 s, v ____s^ ), но при этом

структура переходов автомата M полностью разрушается, все переходы между состояниями заменяются переходами через дополнительное состояние Yd, а порядок переходов обеспечивается реберными функциями, "скорректированными" q ключевыми переменными. Очевиден недостаток процедуры, предложенной теоремой 3.1: если даже исходный автомат ы является АРС, его структура переходов будет разрушена и заменена на стандартную. Особенно такая регуляризация неудобна для автоматов, имеющих большое количество простых линейных фрагментов.

Индексом цикличности автомата M назовем 10 = шах по всем компонентам связности G^ получаемым при разложении компонент связности графа по заключительным состояниям, a ïj - подмножество состояний Gif из которых есть переход в состояния вне G^.

Теорема 3.3. Для любого конечного автомата M можно построить моделирующий его т-автомат, в котором М0 является АРС и q = 0, если 1С < 1 ; иначе q = 1С.

Доказательство проводится конструктивно и в целом представляет собой итерационную процедуру, включающую следующие этапы.

A. Разложение исходного графа GM на компоненты связности.

Б. Преобразование компонент связности с целью выделения в них начальных и заключительных состояний.

B. Структуризация полученного графа, то есть представление его некоторым разложением, базис которого составляют компоненты связности, имеющие два и более состояний, и

простейшие фрагменты.

Г. Структуризация компонент связности из базиса, определенного на этапе В.

Возникает вопрос: можно ли предложить такой метод структуризации автоматов, который для любого автомата позволял бы построить эквивалентный ему автомат с регулярной структурой без дополнительных состояний?

Ответ на этот вопрос дает следующая теорема.

Теорема 3.4. Имеется бесконечное множество автоматов, для которых не существует эквивалентных им конечных автоматов с регулярной структурой.

Приведенные выше результаты показывают, во-первых, что множество автоматных отображений, представимых в АРС , совпадает при некоторых допущениях с множеством отображений, представимых в конечных автоматах в целом; во-вторых, приведенные алгоритмы могут быть использованы как практические методы структуризации автоматов, то есть преобразования произвольного конечного автомата в АРС. В зависимости от того, что является критерием структуризации автомата, можно использовать первый (теорема 3.2) или второй (теорема 3.3) метод.

О сложности структуризации, путем разложения автомата сверху (основной алгоритм в доказательстве теоремы 3.4) говорит Теорема 3.5. При структуризации автомата по основному алгоритму величина N удовлетворяет следующим неравенствам (при п > 2): n < N < п !.

Отметим, что.как следует из доказательства теоремы 3.5, предельным случаем, при котором достигается верхняя граница оценки, не является полный граф переходов, как это может показаться на первый взгляд. Причина этого заключается в том, что при структуризации полного графа возникает необходимость введения ключевых переменных и переходных состояний, что резко уменьшает число дублируемых компонент. Для полного графа переходов справедлива оценка N = п2.

Использование КФ как способа двухуровневого описания АРС удобно с точки зрения представления интерактивных алгоритмов, но при этом необходимо исследовать этот язык как алгебру соответствующих объектов. Дополним множество фрагментов фрагментами вида "константа 1" и "константа 0". Введенные операции на множестве фрагментов: конкатенация, альтернатива и цикл образуют алгебру, элементами которой (А) являются: элементарные фрагменты, константы О и 1 , а

также все фрагменты, образованные с помощью вышеприведенных операцийСигнатура алгебры - (множество операций) П = *={•, V, с}, что в соответствии с терминологией Глушкова определяет алгебру Я) = <А,0 > в виде частичной универсальной типа <2,2,1 >.

Введенная алгебра на уровне первичных описаний создает основу для компьютерной технологии построения сложных описаний, заключающейся: в описании простых процессов в виде последовательности, шагов; задании правил композиции в виде формулы структуры с автоматической проверкой "допустимости" соединений, т.е. выполнении ограничений на операции; в автоматических тождественных преобразованиях формулы соединения с целью поиска "лучшей" в соответствии с заданным критерием. Пользуясь тождественными преобразованиями формулы разложения, разработчик может менять порядок вычисления фрагментов (например, с целью достижения большего быстро-де'Ьтвия при реализации). Жесткая структура АРС, состоящего' только из фрагментов определенного вида, упрощает анализ алгоритма на корректность и позволяет легче установить соответствие между отдельными частями управляющей программы, реализующей данный алгоритм, и исходным описанием его в языке высокого уровня, т.е. упрощается процесс ретрансляции. Алгебра фрагментов, благодаря "блочной" структуре управляющего алгоритма, позволяет эффективно решать задачи временной декомпозиции при реализации дискретных устройств управления. а

Свойства операций и тождественные преобразовния в алгебре фрагментов. Для двухместных операций (конкатенация, альтернатива) в алгебре фрагментов выполняются свойства ассоциативности и коммутативности. Для операции ^итерации фрагмента выполняется свойство идемпотентности: с(Б1) = Б1, т.е. итерация над циклическим графом дает в результате этот же циклический граф. Свойство дистрибутивности в алгебре АРС для конкатенации с правой альтернативой не выполняется, по условию определения операции альтернатива: Б1•(Б2 V БЗ )* * (Б1-Б2) 7 (Б1-БЗ). Дистрибутивность конкатенации с левой альтернативой выполняется всегда.

Рассмотрим теперь отношение между алгеброй фрагментов и известной в теории автоматов алгеброй регулярных выражений Клини. Введенные операции образования цепочек, альтернатив и циклов (.,7,~) имеют внешнее сходство с операциями кон-катенции, объединения и итерации при образовании

регулярных выражений Клини. Однако, указанные алгебры описывают разные объекты. Алгебра Клини описывает события, представимые в конечных автоматах, то есть множества входных последовательностей, которые приводят к появлению того или иного выходного сигнала. Алгебра фрагментов описывает множества автоматных графов определенного вида. Несмотря на различие описываемых объектов, в данных алгебрах можно указать эквивалентные свойства, которые выполняются как в одной, так и в другой алгебре. Тем не менее, данные алгебры не являются изоморфными. Чтобы это доказать, достаточно указать свойство, которое выполняется в одной алгебре, но нэ выполняется в другой, и обратно, указать свойство, справедливое для другой алгебры, но не выполняющееся в первой. Таким свойством является левая дистрибутивность конкатенации относительно объединения.

В последнем параграфе главы 3 в рамках модели АРС решаются задачи: временной декомпозиции, трассирования выполнения и выбора стратегии вычисления, актуальные при реализации логических алгоритмов в программируемых контроллерах.

Временная декомпозиция . Пусть определен некоторый ресурс R (М) автомата M (например, число состояний) и задан лимит этого ресурса LR, причем R(M)>LR. Временная декомпозиция автомата м-это кортеж <{Mi|i=h, {ф^|j=1,р},Ф> [где м^ - компонентный автомат, для которого выполняется HfMj) < из, {ф-|j = 1,р> - множество условий, ®(Mit ф1) « MB(i*s) - функция переходов между компонентами], который реализует то же автоматное отображение, что и М. Компонент-нае автоматы {м^|i=i,k} определяются с помощью процедуры разложения (из теоремы 3.3), дополненной шагом прерывания разложения компоненты м^ при выполнении R(Mi)< LR, формирования {ф-j | о=Т7р) и Ф (по реберным условиям и функции переходов исходного автомата).

Задачзг трассирования состояний управляющего алгоритма при его выполнении.

Для АРС показано, что последовательность выполненных состояний (трасса задачи) однозначно восстанавливается по заданному базису и трассе имен последовательности выполняемых однопроходных фрагментов.

Задача выбора стратегии вычислений логического алгоритма . При различных стратегиях вычислений (вариантах обхода ребер в альтернативах и циклах) имеют злее-то различные временные затраты при определении срабаты-

ващего перехода. При известных для каждого перехода сложности Ь^ и вероятности Р^ ^ перехода у - ожидаемые ' затраты определяются по формуле разложения Р , а лучшая стратегия определяется путем перебора вариантов по результатам эквивалентных преобразований формул.

В главе 4 исследуется локальное описание логических алгоритмов, задаваемых технологическими графами в ФОРУМ-С. Разрабатывается модель таких алгоритмов - след автомата, исследуются задачи синтеза автоматных описаний по этой модели и задачи анализа корректности.

След автомата отражает только то, что влияет на корректность: структуру и логику переходов между стадиями, а в стадии остается главная ее сущность - соответствие технологической операции.

Пусть н = {0,1}- булевский алфавит, тогда двоичный набор в этом алфавите обозначим через Н • = (1Ц ,'..., Ъ.^ ), ^ е € {0,1}. а множество всевозможных 2я наборов - Н={Н^|,о = <= 1,2й}. Расширим алфавит н еще одной буквой - прочерком и обозначим его Н' = {0,1-}. Приращением в алфавите Н' называется набор {Ь,',...где ^ е Н'.

Следом в алфавите Н' называется последовательность БН= »(Н^, ..., н.к) определенной длины к над алфавитом Н'. Пусть Н^ = (И^, ..., Н2= (ь12> •••» два прира-

щения над алфавитом Н'. Тогда правое поглощение Н.,. н2 = = (1г1,... ,где = (1^,' если ~ прочерк; иначе).

Будем называть стадией задания автомата двойку (вг, ВН), где Ш - приращение над выходным алфавитом %, а БН-след, то есть последовательность приращений над входным алфавитом Н'. Стадия в модели отличается от стадии в языке. В модели стадия сохраняет основное содержание технологической операции: вг - локальное воздействие на объект и ВН = Н^Н^___- последовательность изменения входов - ожидаемая локальная реакция объекта на это воздействие. След логического автомата (алгоритма) - это кортеж БА = (н,г,-У,5), где Н,г - входной и выходной алфавиты, У={(вг^.БН^)}-

множество стадий переключения автомата и б: 2УХ 2Н- 2У-функция следования. Функция следования устанавливает лишь очередность стадий, полностью не определяя смену состояний алгоритма.

Далее используется только инициальный след автомата -(БА, н°, , "Vе), где н°6 н, г°е ъ, у°с V - начальные значения входов , выходов и начальное множество стадий.

Для Усу и НрС н, на которых 3 определена, введем характеристическую булеву функцию фг, истинную на каждом наборе из Нр и ложную на всех остальных наборах из Н \ нг-Пусть ф множество всех таких дополнительных функций, тогда функция следования принимает вид 8 : ф —»

Агрегатом называется пара (г ,х ), где Ъф ъ и X с X - соответственно его выходной и входной алфавиты, такие, что X предсказуемо меняется под управлением Ъ^. Согласованно! разбиение выходного и зависимого входного алфавитов следа автомата {(г ,х )>=А называется множеством агрегатов; — н \ х-множествб независимых (свободных) входов.

Каждая стадия V- может находиться в одном из трех состояний (статусов): а) пассивное. операция, соответствующая стадии, не выполняется; б) инициированное, производится правое поглощение выходного следа Ш^, затем'последовательное поглощение входного следа Н^.. БХ^-; в) завершенное . оба поглощения закончены, но переход в другую стадию по функции б(У',фг) еще невозможен, так как либо не завершены другие стадии из V', либо дополнительная функция ф^. Состояние следа автомата - тройка где н^и

текущие значения входа и выхода, а У^- множество инициированных и завершенных стадий. Выполнение следа автомата заключается в смене его состояний и определяется главным образом компонентами V, ф, 5. Каждая стадия описывает одну операцию какого-либо агрегата А . В начале операции агрегат получает управляющее воздействие по каналам Ъ , скорректированное за счет приращения выходов Бг^. В ходе операции агрегат вырабатывает последовательность сигналов в алфавите X , заданную входным следом БХ^-, при этом корректируется Х£. функция следования б определяет порядок смены стадий после их выполнения при условии истинности дополнительных функций, при этом корректируется У^.. Граф О = (У,И) следа автомата ЗА=<х,2,У,б>• содержит вершины V, однозначно соответствующие стадиям автомата, и дуги К, соединяющие вершины согласно функции следования б. Если V" = (У,фг), то каждая вершина из V' соединена дугой с каждой вершиной из V" и все эти дуги взвешены дополнительной функцией ф . Пример следа-автомата приведен на рис. 5.

Состояние в' следа автомата называется непосредственно достижимым из состояния в, если существует такой момент времени что в = (Т^.г^У^, а в' = (Н{;+1 .^+1) • Последовательность непосредственно достижимых состояний на-

Рис. 5 :

зывается вариантом выполнения следа автомата. Множество вариантов выполнения называется поведением алгоритма, заданного следом автомата.

■ Пусть входной след = ,... ,Т1ь,... , 1 > 1.

Вычислим Т 1> 1.1.....а? ^-^...х^...^ - набор

первых значений в следе БХ.^ упоминаемых в нем букв XТерм согласованности ТББХ.^ входного следа Г^ есть набор инверсий первых значений, упоминаемых в следе букв, а Т.^ х его терм заверения.

В работе исследована связь следа автомата с известными моделями логического алгоритма - автоматом Мура и системой функций управления выходами и памятью (СФУВП). Показано:как перейти от автомата Мура к следу автомата и обратно. Построение ФУВП по следу автомата выполняется в три этапа.

1. Преобразование реберных функций. Определим'для каждой стадии функцию завершения - булева функция, равная единице на интервале т.^ 1 и равная нулю на остальных

интервалах Т.^ ,___1_1. бткорректируем реберные функции

ф^^ для каждого ребра'по следующей формуле: ^

2. Определение функций управления памятью.'Для 'каждой стадии у^ обозначим множество индексов стадий предшественников, О^-множество индексов последователей. Классифицируем стадии в зависимости от типа предшественников и последователей: тип АА - предшественник один или альтернативная сборка, последователь один или у^ начало альтернативного ветвления; тип АП - предшественник один или альтернативная сборка, ^ начало параллельности; тип ПА ^ конец параллельности и начало альтернативного ветвления (либо последователь один); тип ПП конец и начало параллельности. Определим для каждого элемент памяти - у:5_ (задержку). Уравнения управления памятью определим по формулам:

тип АП у^ у.-, г .д . У. . (

ПА - у3 . . у. . ( тип ПП = ^ У., . . ( ^ Тк)-

3. Определение функций управления выходами. Для каждого определим - множество индексов стадии, в выходных следах которых выход переходит в 1, - множество индексов стадий, в выходных следах иг^ которых выход переходит в 0, тогда

Основной вклад в сложность реализации СФУВП вносят функции управления памятью, однако проведенный анализ практических задач показывает, что: а) многие функции управления выходами являются комбинационными с "неглубокой" логикой; б) доля свободных переменных в общем объеме входов пренебрежимо мала ({ир¡« |Х|), что свидетельствует о наличии памяти в объекте; в) в графе следа значительна доля линейных подграфов.

Отмеченные свойства логических алгоритмов, заданных следом автомата,в работе используются для улучшения системы ФУВП на фазе ее синтеза, поскольку упрощение ФУВП, синтезированных методом стандартной реализации, практически невозможно.

Основная идея метода синтеза ФУВП с -улучшением заключается в определении для каждого выхода по следу входо-выходной последовательности таблицы истинности,при этом в случае коллизий множество аргументов расширяется. Эта процедура всегда успешна для комбинационных выходов. В случае неуст-раняемости коллизий входными переменными, вводятся переменные памяти (как это делается в таблицах включений). Для практических задач, упомянутых выше, в силу отличительных свойств, предлагаемый подход к определению СФУВП достаточно эффективен.

Метод синтеза СФУБП:

1. Определим для каждой стадии терм завер-лления т^; П)(Т^) - множество аргументов Т^; для каждого выхода zв - и для каждой стадии ур - множество предшественников I .

2. Определим для каждого выхода гв множество 1Ввба-зовых переменных. Это переменные, изменение значений которых приводит к изменению значения выхода

гв Уг,в,к,Д |г е №*8 и 12^} & (д е 1г)| : [хк е 10(3?^.) V V хк е ИКф.д)] ^ (хк е 1Вв)

3. Для каждого выхода гв определим множество наборов

значений переменных из 1В8 и соответствующее им значение

Если необходимо, расширяем множество аргументов или вводим переменные, памяти.

4. Каждую стадию у^вг^.вх-р, помеченную следом изменения переменной памяти трансформируем в пару, стадий (вг^., ВХ0.), (У1,у1',у1) либо (Бг^., ВХ^.) (Ti.yi.Fi) и для них полностью повторяем пункты 2 и 3.

5. Если при определении ' функций .. .у возникнут коллизии, то вводим еще переменные памяти и повторяем п.2,3,4, в противном случае-КОНЕЦ.

Корректность алгоритма логического управления на'интуитивном уровне представляется прежде всего как его ясная и однозначная интерпретация при исполнении, детерминированность на каждом шаге, способность "дойти до конца" при всех допустимых ситуациях на объекте управления, неразрушаемость при циклическом исполнении. Кроме этого, поскольку алгоритмы логического управления-это продукт человеческого разума, а мышлению свойственна экономность, то и алгоритм должен быть "неизбыточным", то есть все его элементы обязаны действовать в том или ином варианте выполнения; наличие "мертвых", даже потенциально не используемых элементов, само по себе не переводит алгоритм в разряд заведомо ошибочных, однако свидетельствует о возможном несоответствии алгоритма исходным пользовательским требованиям к нему.

Корректность алгоритма управления, представленного в виде следа автомата, определяется через совокупность, критериев.

Критерий согласованности. Алгоритм управления и объект согласованы, если для всякой стадии проекция любого входного набора, допустимого при ее инициации, совпадает с термом согласованности: V у^.н^.у- 3 у^ф : С(у'с и (завершены все е у') и (ф (Н1.)=Т), и (V. е <5(у|ф ))] ==> Шр^ = ТБВХ^],

где проекция ПР^-Х^. двоичного набора Х^. на стадию У^ -это набор всех букв из ВХ^- с их значениями из Х^.

Критерий бесповтор ности. Бесповторность алгоритма заключается в невозможности повторной инициации уже выполняющейся стадии:

V ЗУ, ф : ((Ус У4) и (завершены все т^ е V) и

(ф (Н^.) = 1), и (0(У,ф ) определена)] ==> [(У^У) п 0 ОГ',ф) - 0Ь

Критерий реализуемости. Реализуемость алгоритма выражается в том, что для всякого перехода, обусловленного функцией 0, должна существовать потенциальная возможность срабатывания :

v У,ф : б(У,ф ) определена ==> 3 - У*) и (завершены все е V), и (ф (Н^ = 1).

Критерий безостановочности. Безостановочность алгоритма заключается в том, что любое достигнутое состояние должно иметь возможность смениться другим состоянием, если только это предусмотрено функцией следования:

v у^.,V • е у1 3 v': [(V - <= у)и (б определена на v')] ==> ==> 3 ^з.Н^з.У.ф : [ € V» с у±+в) И (ф (Н^з) =-1),

и б(У",ф ) определена)], где 1+в индексирует состояние, достижимое из состояния в момент времени

Критерий непротиворечивости. Непротиворечивость алгоритма определяется как отсутствие ситуаций, в' которых проходит несовместимое управление одним и тем же агрегатом одновременно из нескольких стадий:

V : с У^.} ==> (А' И А") ИЛИ {(А'= А»)

и [(бх*. = о) или (бхч = 0)], и оЦ.-ид -ф- о)}. Критерии восстанавливаемости. Восстанавливаемость -свойство, характеризующее способность 'алгоритма из любого достижимого состояния возвращаться в начальное:

V 3 : 70» х°' Ч+в*

Деление алгоритмов управления на восстанавливаемые и невосстанавливаемые отражает существующее деление технологических процессов на циклические и нециклические.

Критерий безызбыточности выходов. Безызбыточность выходов заключается в том, что для всякого выхода любая содержащая его стадия может 'быть инициирована при текущем значении выхода, инверсном употребляемому в стадии:

V [(аае й-) И (Бг,- аа= Бй-)] Э У .ф.У^: [ (у , € б(У',Ф )] и (Ус у^.), и (завершены все е V'), и (ф (2^)=

=1)] ==> [Пр0-гг ёа= Пр^-г^.],

где 2^ - множество букв, используемых в приращении выходов стадии

Критерий безызбыточности ф.ункций. Безызбыточность функций выражается в том, что для всякого терма любой дополнительной функция существует текущий входной набор, обращающий этот терм в единицу при реализации перехода, взвешенного данной функцией:

v У,ф : [5(У ,ф ) реализуема] ==> v [(У с

с у^) и (завершены все у^е У), и = 1], где -

- терм функции ()) ;

Перечисленные критерии имеют неодинаковое значение для выявления ошибочности пользовательских описаний. В первую очередь следует отметить восстанавливаемость, которая являет собой объективное свойство алгоритма управления. Целесообразно .Лишь диагностировать выполнение или невыполнение этого критерия, оставляя за разработчиком алгоритма право толкования этого факта. Апеллируя к распространенному в языках программирования способу ранжирования ошибок, отнесем невосстанавливаемость к "ошибкам" 0-го рода, или просто диагностируемым свойствам.

Вторую группу образуют критерии, регламентирующие неизбыточность описания (реализуемость, безызбыточность выходов и функций), а также безостановочность. Невыполнение какого-либо из этих критериев будем квалифицировать как ошибки 1-го рода или предупреждения. Алгоритм, содержащий такого рода ошибки, вполне способен детерминированно управлять объектом, а причины ошибок могут объясняться стремлением разработчика к минимизации описания, умышленным блокированием фрагментов в связи с временным акцентированием внимания на других участках алгоритма и пр. Вместе с тем, исходя из принципа минимальности затрат, ' можно предположить, что наличие неиспользуемых средств, заложенных в алгоритм, свидетельствует о неадекватной интерпретации алгоритма разработчиком. Поэтому диагностика в виде предупреждения оставляет за разработчиком право исправлять или игнорировать ситуации, принимая ответственность за последствия на себя.

Наконец, третью группу образуют критерии согласованности, непротиворечивости и бесповторности. Нарушение хотя бы одного из них делает невозможной интерпретацию алгоритма, и последний должен быть забракован как негодный к реализации. Данные критерии соответствуют ошибкам 2-го рода, или просто ошибкам. Такие ситуации подлежат безусловному исправлению разработчиком.

Алгоритм, заданный следом автомата, называется корректным, если он является реализуемым, безостановочным, согласованным, непротиворечивым, бесповторным, безызбыт^ шым по выходам и по функциям.

Итак, через понятие корректности дано точное определение требований, которые следует предъявлять к алгоритмам управления для обеспечения их работоспособности. Исследование

алгоритмов на корректность при проектировании систем управления позволяет выявлять работоспособность на ранних этапах и уменьшать трудоемкость и сроки натурной отладки.

Большая "объектная" ориентированность следа автомата, главная его особенность - учет реакции объекта управления на управляющие воздействия существенно повышают продуктивность модели для анализа корректности по сравнению с известными методами.

В работе разработаны процедуры анализа сформулированных критериев по графу достижимости следа автомата и делается вывод о целесообразности использования для этого'сетей Петри.

Разработаны процедуры сопоставления произвольному следу автомата 3 моделирующей его сети Петри- N(5) в виде последовательности из шести шагов. Каждый шаг этого отображения соответствует какому-либо элементу алгоритма управления и далее обозначается буквой. Сначала строятся сети, соответствующие скелету в, переменным Р и агрегатам А алгоритма управления. Эти сети не связаны друг с другом, поэтому очередность их построения произвольна. Связывание этих сетей производится на этапах построения выходных г, входных х следов и дополнительных функций У. Очередность выполнения этих шагов меаду собой также безразлична, однако для удобства рассматривается их определение в приведенном порядке.

Отображение в строит сеть Петри на основании информации о стадиях V и переходах б между ними.

Отображение Р определено на множестве двоичных переменных (букв): входном Н и выходном % алфавитах следа автомата, причем каждой букве соответствует своя сеть Петри нр. В зависимости от типа переменной сеть Нр должна быть построена в форме базовой НРб, инвертирующей НРи или присваивающей ыРп сети, причем последующая форма-получается путем достраивания предыдущей.

В простейшем варианте отображение Рб каждой переменной ставит в соответствие консервативную безопасную сеть с позициями, сопоставленными прямому и инверсному значениям, а начальное маркирование соответствует начальному значению переменной.

Отображение А определено на множестве агрегатов (А) с координатами и предназначено для построения сети, инициирующей текущее множество активизированных агрегатов.

Отображение z определено для каждой стадии, имеющей

непустой выходной след вг^г^ .. . .йа1с, к >о, и предназначено для построения сети, присваивающей значения выходам.

Моделирующая сеть строится путем развертывания позиции скелетной сети, представляющей стадию, в цепочку вершин и последующего связывания переходов из этой цепочки с к сетями, моделирующими выходные переменные.

■ Отображение X определено для каждой стадии имеющей

непустой входной след DXj (т^,..., .....1 >

где » хо1,...,хои—,хот - терм переключения входного следа, и предназначенодля построения сети, имитирующей переключения входов.

Отображение р строит сеть, проверяющую значение нетривиальной дополнительной булевой функции, которая задана в дизъюнктивной нормальной форме.

Выше было дано определение поведения алгоритма управления, представленного следом автомата. Было также показано, каким образом для любого алгоритма Б можно построить сеть Петри Теперь необходимо выяснить,- как соотносятся функционирование сети N(3) и следа автомата Б, каковы моделирующие возможности сети N(8). Ответ на это дается в два приема. Сначала показано, что для корректного алгоритма Б сеть N(5) ведет себя в точности так же, как и Б, что и позволяет говорить о моделировании. Затем рассматриваются свойства сети, необходимые и достаточные для выполнения условий корректности следа автомата.

В работе доказывается теорема 4.1. Поведение корректного алгоритма управления, представленного следом автомата Б, совпадает с поведением алгоритма управления, представленного сетью Петри N(5).

Следствием теоремы является то, что понятия "состояние , поведение алгоритма управления, представленного следом автомата Б"- и "состояние, поведение алгоритма управления, представленного сетью Петри N(5)" становятся эквивалентными. В дальнейшем речь идет просто о состоянии и поведении алгоритмов управления.

Итак, теперь можно утверждать, что сеть N(3) моделирует корректный след автомата Б. Далее исследуется поведение сети N(3) в случае некорректного алгоритма Б. При этом особенности ее поведения выразим с помощью традиционных сетевых свойств. Введем ряд обозначений. В множестве переходов т сети Н(Б) выделим переходы и, проверяющие согласованность

(из отображения X), противоречивость (из отображения г); переходы Б, позволяющие миновать инвертирование при присваивании значений выходам (в отображении г), изменяющие значение буквы (в отображении Р) И запускающие приращения выходного и входного следа (отображения г и X), а также Ж -переходы "термы" дополнительных функций (отображение Р) и, запускающие инвертирование сетей для выходных переменных (отображение Z).

В множестве позиций Р сети N(8) выделим подмножество Р' последних позиций в нелистовых стадиях: Р'={у^.|0(^) * 0}.

Сеть N(5) называется работоспособной, если: а) все переходы из Ж потенциально живы в начальной маркировке; б) все переходы из М мертвы в начальной маркировке; в) для каждой ^ е р в любой маркировке с существует потенциаль-

но живой выходной переход; г) все позиции безопасны.

Связь между поведением N(3) и корректностью алгоритма Б устанавливают теоремы 4.2 и 4.3.

Теорема 4.2. След автомата Б корректен тогда и только тогда, когда сеть Петри N(5) работоспособна.

В заключение рассмотрим вопрос о том, какими свойствами должна обладать сеть Петри, если корректный алгоритм управления Б является восстанавливаемым. Очевидно, эквивалентным свойством сети к(Б) должно быть (помимо работоспособности) свойство достижимости начальной маркировки из любой достижимой. Это можно утверждать на основании того, что всякая маркировка сети характеризует некоторое состояние алгоритма, а поведение Б и N(3) совпадают.

.Теорема 4.3. Восстанавливаемый алгоритм Б корректен тогда и только тогда, когда сеть Петри N(8) безопасна, все перехода Ж 'живы и из каждой достижимой маркировки достижима начальная.

Переходя к вопросу о способах проверки работоспособности сети Петри, необходимо отметить следующее. Правила моделирования алгоритма управления сетью Петри таковы, что невыполнение какого-то одного критерия корректности может повлечь за собой выявление сетью еще каких-либо "некорректностей". Например, если алгоритм несогласован, то в силу опустошения базовой сети входной переменной сеть выявит также невосстанавливаемость и, скорее всего, остановочность и нереализуьмость. Для предотвращения такого рода наведенных эффектов диагностики установлены приоритеты критериев корректности. В основном эти приоритеты реализуются через

очередность проверки свойств работоспособности. Подразу- . мевается, что последующие проверки проводятся, только если предшествующие не выявили никакой ошибки алгоритма управления. Безопасность сети проверяется при построении кавдой новой вершины графа достижимости N(5), потенциальная живость и мептвость определяется на построенном графе- просмотром пометок его дуг либо выделением компонент сильной связности.

ЗАКЛЮЧЕНИЕ

Совокупность положений, выдвинутых и обоснованных в диссертации, является теоретическим обобщением и решением крупной научной проблемы, имеющей важное народнохозяйственное значение - проблемы разработки единой методологической базы сквозного автоматизированного проектирования логического управления потенциально опасными технологическими процессами.

В диссертации получены следующие основные теоретические и практические результаты.

1. Рассмотрены особенности потенциально опасных технологических процессов (ПОТП) как объектов управления. Введено фундаментальное понятие состояния процесса в текущий момент времени как конфигурации материальных потоков, что позволило рассмотреть функционирование ПОТП с формальных позиций. Проанализированы особенности логических алгоритмов в системах управления ПОТП (параллелизм, способы взаимодействия, интерактивность исполнения) и тенденции возрастания их объема, отмечено, что последнее десятилетие основной платформой реализации систем управления ПОТП являются локальные сети из программируемых контроллеров. Сделан вывод, что методологическая база проектирования таких систем на программируемых средствах не обеспечивает безошибочности их йроектирования и программирования.

2. Предложены оригинальные принципы сквозного проектирования локального управления потенциально опасными технологическими процессами: принцип опережения, поэтапной верификации, объектно-ориентированного агрегирования данных в описаниях и минимальной достаточности методов проектирования логических алгоритмов.

3. Сформулирована оригинальная концепция сквозного проектирования локального управления распределенных систем управления. Сквозное проектирование включает этапы от фор-

мализации данных по технологии до фазы генерации прикладного программного обеспечения. Концепция проработана в виде постановок задач для всех этапов проектирования Инструментального комплекса автоматизированной разработки систем управления (ИКАР).

4. Разработан язык ФОРУМ-С как средство формирования исходных данных по объекту автоматизации и технологическим процессам. Объект и процессы представляются в виде иерархической системы паспортов - экранных форм, содержащих в компактном виде все необходимые вопросы-напоминания проектанту-технологу при формировании технологического задания. Разработана семантика языковых описаний и механизм взаимодействия задач в виде конечных автоматов специального вида, что исключает неоднозначность в интерпретации описания поведения, задаваемого задачами.

5. Для логических алгоритмов, выполняемых с интерактивным взаимодействием с оператором, предложена структурированная модель алгоритмов логического управления, названная автоматом с регулярной структурой (АРС). Он представляет собой композицию автоматных фрагментов определенного вида, соединенных между собой по определенным правилам с помо-'щью следующего набора операций: последовательные соединения фрагментов (конкатенации), разветвления (альтернативы) и циклы. Разработаны средства описания АРС в виде двухуровневых композиционных форм (КФ), в которых автомат задается с •помощью фрагментов, составляющих базис КФ, и формулы, устанавливающей взаимодействие этих фрагментов.Исследованы алгебраические свойства введенных операций и формул композиционной формы.

6. Установлена взаимосвязь между классом конечных автоматов в целом и классом АРС. Показаночто для любого конечного автомата M всегда можно построить АРС Мс: такой, что реализуемое Мс автоматное отображение моделирует отображение, реализуемое м. Разработаны алгоритмы преобразования (структуризации) произвольного конечного автомата в АРС по различным критериям: минимум ключевых переменных, минимум числа состояний АРС, минимум переходных состояний, Минимум длины цепочек из переходных состояний. Проведено исследование алгоритмов и дана оценка указанных параметров преобразования. Применительно к АРС поставлены и решены задачи временной декомпозиции, трассировки выполнения и выбора оптимальной стратегии вычисления композиционной формы.

7. Разработана модель - след автомата, имеющая выраженную "объектную" ориентацию, отражающая важнейшее свойство логических алгоритмов - локальность описания. В этой модели отражено информационное взаимодействие логического алгоритма и объекта управления, что представляет дополнительные возможности в анализе управления. Исследованы свойства'следа автомата как способа задания логических алгоритмов, указана связь с классическим представлением логического алгоритма автоматом Мура и системой функций управления памятью и выходами.

8. Для следа автомата сформулированы условия (критерии) корректности алгоритмов логического управления, произведено их ранжирование по степени важности. Среди критериев выделены обязательные (непротиворечивость, бесповторность, согласованность), желательные (реализуемость, безостановоч-ность, безызбыточность выходов и дополнительных функций) и нейтральные (восстанавливаемость). В общем случае понятие корректности определяется для произвольного алгоритма, если же последний должен являться циклическим, то требования корректности усиливаются критерием восстанавливаемости. Показано, что учет динамики выходов и зависимых входов' позволяет уточнить и расширить понятие корректности по сравнению с существующими методами.

9. Критерии корректности в нетривиальных случаях связаны с контекстно-зависимыми свойствами алгоритма и не могут быть проверены синтаксически. Поэтому для анализа корректности применяется способ исследования поведения алгоритма' по его графу достижимости. Показана принципиальная применимость этого метода и обосновано альтернативное решение -привлечение в целях анализа аппарата сетей Петри.

10. Разработан метод отображения произвольного следа алгоритма управления в моделирующую его сеть Петри. Метод основывается на шести независимых процедурах отображения, применяемых последовательно.

11. Выявлены свойства сети Петри, позволяющие свести задачу анализа следа алгоритма управления к корректности задачи анализа сети Петри. С этой целью сначала доказано, что если сеть Петри моделирует корректный алгоритм, то ее поведение в точности совпадает с поведением этого алгоритма. С помощью таких свойств сети, как мертвость, потенциальная живость и безопасность, введено прикладное свойство -- работоспособность сети Петри, моделирующей след автомата.

Доказано, что свойства корректности следа автомата и работоспособности сети Петри равносильны.

12. Рассмотрены методы исследования работоспособности сети Петри по графу достижимости. Определен порядок проверок, обеспечивающий однозначность диагностирования и локализации возможных ошибок.

ОСНОВНЫЕ ПУБЛИКАЦИИ ПО ТЕМЕ ДИССЕРТАЦИИ '

1 .Амбарцумян A.A. Блочный.метод синтеза систем управления машин-автоматов //Метрология, автоматизация и проектирование в машиностроении. - Омск: Омский политехнический институт, Западносибирское книжное издательство, - 1972.

2.Амбарцумян A.A. Андреев Н.Л., Букин К.С., Соколовский S.H. Методическое пособие по синтезу систем управления с путевым контролем. - Омск: Омский политехнический Институт,

- 1972. '

3.Амбарцумян A.A. Синтез дискретрых управляющих устройств на наборе унифицированных блоков. // Абстрактная и структурная теория релейных устройств; - М.: Наука, - 1975.

4.Амбарцумян A.A., Григорян А.К. Эквивалентные преобразования управляющих автоматов, генерируемых по описанию поведения объектов управления //Тезисы докладов I Международной конференции молодых ученых "Проблемы:проектирования и применения дискретных систем в управлении", - Минск,-1977.

5-Амбарцумян A.A., Ивченков JI.A. Метод блочного синтеза дискретных устройств по первичному описанию. //Тезисы докладов I Международной конференции молодых ученых "Проблемы проектирования и применения дискретных систем в управлении*.

- Минск, - 1977.

6.Амбарцумян A.A., Потехин.А.И. Стандартная реализация асинхронного автомата. // АиТ, - 1977, - N 10.

7.Амбарцумян A.A., Потехин А.И. Стандартная реализация асинхронных автоматов при машинном проектировании // Tanul-raan. МТА Szamitasteohn ев Automatiz. //Kutato intez.,-1977, - N 63, - С. 1-3-123.

8.Амбарцумян A.A., Григорян А.К. О соотношениях управляющих автоматов, порождаемых по их описанию в первичном языке.// АиТ, - 1978, - N 12.

9.Амбарцумян A.A., Асатиани Г.Г., Потехин А.И., , Чача-

нидзе В.Г. О возможности реализации программируемых контроллеров на базе однородных вычислительных структур //Тезисы докладов Всесоюзного семинара /Однородные вычислительные структуры и малые ЭВМ, - М.: ИПУ'; - 1979^ - C.I6-I9.

Ю. Амбарцумян A.A., Потехин А.И. Программируемые контроллеры как средство реализации дискретных устройств АСУ ТП /Автоматизация проектирования систем управления / Всесоюзное совещание. Тезисы докладов, - Суздаль, апрель 1979, - М.: ИЛУ, - 1979, - С. 72-73.

11.Амбарцумян A.A., Потехин А.И. Программируемый логический контюллер на основе перестраиваемых структур. //МТА Szetaki Tsnulmaniok, - Будапешт,: АН ВНР, - 1979, - N 99.

12.Амбарцумян A.A., Запольских E.H. Алгоритмическая структура системы внешнего матобеспечения для программируемых логических контроллеров //Тез.докл. VIII Всесоюзного совещания по проблемам управления, Таллин 1980, - Таллин, - 1980, -J3, -С.757-759.

13.Амбарцумян A.A., Запольских E.H. Об одном подходе к временной декомпозиции автоматов. //АиТ, - 1981, - №2, -С.91-98.

14.Амбарцумян A.A., Запольских E.H. Об одном подходе к временной декомпозиции автоматов. //АиТ, - 1981, - N 3, -с.II2-I2I.

15.Амбарцумян A.A., Запольских E.H. Основные концепции системы внешнего математического обеспечения для программируемого логического контроллера. // Абстрактная и структурная теория релейных устройств. - М.: Наука, - 1982, - C.I4--24.

16.Амбарцумян A.A., Запольских E.H. Структурированные автоматы и их реализация в логических машинах." // Теория дискретных управляющих устройств, - М.: Наука, - 1982, -С. 143 —151.

17.Амбарцумян A.A., Ивченков Л.А. Метод блочного синтеза дискретных управляющих устройств по описанию поведения управляющего объекта. // Абстрактная.и структурная теория релейных устройств. - М.: Наука, - 1982, - С. 85-91.

18.Амбарцумян A.A., Козловский A.A., Пороцкий Л.В. Ф0-РУМ-Ц - язык описания поведения технологических машин с помощью циклограмм. //Литейное производство, - 1Э82, - н 10,-С.22-24.

19-Амбарцумян A.A. Система автоматизированного проектирования логического управления, реализованного на мульти-

процессорном контроллере (система ФОРУМ-М).//Тезисы докладов Международной конференции MIKRO- SYSTEM'83- - Pr-.üia, -19вэ.

20.Амбарцумян A.A., Искра С.А. Структурированные модели систем логического правления //Тезисы докладов, IX Всесоюзное 'совещание по проблемам управления, Ереван, 1983, -М.: ИАТ, - 1983, - С.294-295.

21-Амбарцумян A.A., Сигйтов Е.В. Прикладное математическое обеспечение. Разд.: Структурное программирование. /Уч. пособие, - М.: ШСИС, - 1983, - 128 с.

22.Амбарцумян A.A., Искра С.А., Кривандина Н.Ю. и др. Проблемно-ориентированный язык описания поведения систем логического управления ФОРУМ-М //Проектирование устройств логического управления. - М.: Наука, - 1984, - С.4 - 26.

23-Амбарцумян A.A., Малевич А.Н. Синтез программ логического управления по алгоритму, заданному системой функций возбуждения и выходов. // Проектирование устройств логического управления. - М.: Наука, - 1984, - С.41-52.

24.Амбарцумян A.A., Малевич А.Н., Искра и др. Структура системы автоматизированного проектирования логического управления, реализуемого на программируемых контроллерах '(система ФОРУМ-М) //Проектирование устройств логического управления. - М.: Наука, - 1984, - С.27-40.

25-Амбарцумян A.A., Искра С.А. САПР управления технологическими линиями - ФОРУМ - М //САПР и их информационное обеспечение / Тез. доклада - М.: ЦНИИТЭИПриборостроения, -1985, с.14-16.

26.Амбарцумян A.A., Искра С.А., Пороцкий Л.В. и др. ППП-ФОРУМ-ЕС // Препринт НПО ЦПС, Калинин, - 1986, - 168 с.

27.ППП "ФОРУМ-ЕС". Пакет прикладных программ "Система автоматизированной п-одготовки управляющих программ для программируемых логических контроллеров для ЕС ЭВМ" (ППП ФОРУМ ЕС)/Амбарцумян A.A., Искра С.А., Пороцкий Л.В. и др. Калинин. НПО Цетропрограммсистем, - 1986, - 166 с.

28.Амбарцумян A.A. Методология проектирования локального логического управления в распределенных системах программируемой автоматики. //Тезисы докладов XXX Всесоюзной школы-семинара им.М.А. Гаврилова. "Развитие теории дискретных систем и проблемы логического проектирования СБИС" (27 июня-3 июля 1988 г., Кишинев) /Кишинев, - 1988, - С.37- 39.

29.Амбарцумян A.A., Пороцкий Л.В., Девятериков В.А. Модель локального управления //Системы автоматизированного

контроля и управления судовыми процессами, - Л,: ЛИВТ, -1983, - C.I57-I7I.

ЗО.ФОРУМ-С - язык первичных описаний и модель локального управления в АСУ ТП АЭС (вторая редакция). Руководитель работы Амбарцумян A.A., 125-83/3, НМ 5538/2, N госрегистрации 01.88.0085278 - М.: ИЛУ, - 1988, - 69 С. Ил.

31-Амбарцумян A.A., Пороцкий Л.В. Критерии корректности алгоритмов логического управления и их проверка с помощью сетей Петри //М., ИПУ, - 1989, - 33с. Деп.ВИНИТИ, -29.12.89, - N 7784-В89.

32.Амбарцумян A.A., Пороцкий Л.В., Рубцова Э.Е. Инструментальный комплекс проектирования локального управления на базе персональных ЭВМ и СУБД dBaseffiPlus, Fox Base Plus, Ceiper. Практика применения баз данных для решения информационно-поисковых задач и задач управления. //Тезисы докладов. 4-5 дек. 1989, - Пенза, - 1989, - С. 8-9.

33.Амбарцумян A.A., Потехин А.И., Пороцкий Л.В. Средства программируемой автоматики и автоматизированное проектирование АСУ TTL //Тезисы докл. /XI Всесоюзное совещание по проблемам управления. - Ташкент, - 1989, - С.487-488.

34. Atnbartsumyan A.A., Porotski L.V. The instrumental complex of control microsystems automatic design (ICAR) // MICROSYSTÍM-89, Carlsbad, /Carlsbad, - 1989, - C.55-58.

35. Абрамова H.A., Амбарцумян A.A., Коврига C.B., Рубцова Э.Е. //Методика верификационной отладки алгоритмов, заданных функциональными схемами М.: Препринт Института проблем управления, - 1990, - 52 с.

36.Амбарцумян A.A., Рубцова Э.Е. Управление дискретными системами. Раздел: Методология проектирования сложных систем логического управления. Москва.: ШСиС, - 1990, - /Курс лекций для спец. 0.1-0.2, 9S с.

37.Прангишвили И.В., Амбарцумян A.A. Научные основы построения АСУ ТП сложных энергетических систем. - М.: Наука, - 1992, - 232 с.

38.Прангишвили И.В. , Амбарцумян A.A. Основы построения АСУ сложными, технологическими процессами, - М-.: Энерго-атомиздат, - 1994, - 305 с.

39.Амбарцумян A.A. Методология разработки распределенных систем управления технологическими процессами с повышенным экологическим риском. //ПиСУ, - 1994, - N II, -С.28 -31.

40.Прангишвили И.В., Амбарцумян A.A., Потехин А.И.,

Онопко В.А., ЛапирМ.А., Ильин В.К. Комплексная информационно-управляющая система распределения тепла большого города (на примере г.Москвы) //- ПиСУ, - 1994, - ■№ II.

Личный вклад. Все результаты, составляющие основное содержание диссертации, получены автором самостоятельно. В работах, опубликованных в соавторстве, личный вклад автора состоит в следующем.

В монографии [37]'автору принадлежат главы 3,4,5, посвященные теории автоматов с регулярной структурой и анализу корректности логических алгоритмов; в монографии [38] автору принадлежат главы 3, 4 и 6, в которых излагаются принципы структурирования логических алгоритмов в структуре АСУ ТП; идеи и методы реализации логических алгоритмов в системе программируемых контроллеров; принципы ИКАР- технологии и язык ФОРУМ-С; в [2,4,5,8,17,23,36] автору принадлежит постановка задачи и разработка основной идеи методов; в работах [6,7] - метод стандартной реализации асинхронного автомата по состояниям; в работах [9,10,11] автору принадлежит идея использования временной декомпозиции автомата в архитектуре программируемых контроллеров; в работах [12,15,24,25,26,27,32,33,34,40] ' автору принадлежит постановка задачи и разработка информационной технологии проектирования; в [18,22,30] - идея и система понятий и разработка основных конструкций языков; в [35] - постановка задачи верификации алгоритмов в рамках ИКАР-технологии; в работах [13,14,16,20,21] автору принадлежит разработка модели АРС, формулировка и схема доказательства основных теорем, оценка сложности структурирования и разработка алгебры фрагментов; в работах [29,31] автору принадлежит разработка и исследование модели след-автомата, критериев корректности и методов их npoi-----

S&*.W.T*rM0MM