體育場館時鐘系統方案范文第1篇
腦電信號EEG (electroencephalogram) 中含有豐富的有用信息, 對生理研究與臨床應用如癲癇、腦炎、腦腫瘤等腦疾病的診斷都具有十分重要的意義。癲癇是以腦內神經元異常放電所致的部分或整個腦功能障礙為特征的慢性疾患, 在臨床上常表現為突然、短暫的運動、感覺、意識、行為、自主神經或精神癥狀等異常。癲癇患者在間歇期的腦電信號可能會發生短暫現象, 出現棘波和尖波, 棘波和尖波突出于背景活動, 波幅較高, 時限在20ms—200ms之間。由于這兩種波形具有同樣病理生理學上的重要性, 所以它們被稱為發作間歇期癲癇樣放電。棘慢復合波是另一種爆發性異常腦電波, 這是以每秒約3次很規則地反復出現的棘慢復合波。診斷癲癇疑似患者的最有效的方法是腦電圖檢查。腦電信號的分析工作主要是對大腦異?；顒拥臋z測, 這些工作目前都是由醫療工作者根據經驗對患者的腦電圖通過視覺檢測完成的。這項工作不僅非常耗時, 而且, 由于分析的主觀性, 不同的專家對同一記錄的判斷結果也不同。因此, 采用自動檢測技術對腦電癲癇活動進行及時和準確的診斷和癲癇灶的定位就顯得十分重要。
癲癇腦電的自動檢測方法有許多種[1,2,3,4,5], 大多數方法沒有考慮發作間歇期癲癇腦電的形態可變性, 而且不能提供時空分布信息。不論采用何種方法, 通常要求癲癇波檢測系統有較高的正確率, 較低的漏檢率和誤檢率?；诙喾直娣治龅姆椒軌蛱峁┓治鲩g歇期癲癇波所需的時間、空間和頻域的信息[6]。
本研究提出一種利用小波變換和近似熵分析的檢測方法, 首先通過小波變換將來自臨床的癲癇信號和正常腦電信號進行分解, 然后對分解的細節信號進行近似熵的分析, 最后利用Neyman-Pearson準則進行檢驗和比較。結果表明這個檢測方法具有較高的檢測率和較低的誤檢率, 有助于臨床中癲癇的自動診斷和癲癇灶的定位, 從而及早發現、干預具有癲癇發病傾向的人群, 減少癲癇的受累程度和致殘、致死率。
1算法原理
1.1小波變換基本原理
采用時頻分析的方法對腦電信號中的癲癇波的檢測具有廣泛的研究, 時頻分析方法是非平穩信號處理的一個重要分支, 但是, 傅里葉變換存在信號的時域和頻域信息不能同時局部化的問題, 而短時傅里葉變換得到的時頻分析窗口具有固定的大小, 對于非平穩信號而言, 需要時頻窗口具有可調的性質, 即要求在高頻部分具有較好的時間分辨率, 而在低頻部分具有較好的頻率分辨率特性。EEG信號是非平穩信號, 由于小波變換具有這種多分辨率的特點, 很適合提取EEG特征。
信號f (t) 的連續小波變換為:
其中, ψ (t) 是母小波, a>0是尺度系數, b是平移參數。尺度參數a由大到小變化, 濾波范圍從低頻到高頻變化的特性是小波變換的變焦特性, 所以在分析具體的信號時可以根據需要選擇不同的尺度因子來獲得所需要的信息。
我們采用二進制小波, 信號的離散小波變換為:
式中, ψn, k (x) =2-n/2ψ (2-nx-k) , 為小波序列, 滿足∫Rψ (x) dx=0。n, k分別代表頻率分辨率和時間平移量。
利用L2 (R) 空間的正交基, 將頻率分為低頻和高頻兩部分, 從而得到一系列正交子空間Vj, 這就是多分辨分析的空間分解。這些閉子空間Vj滿足:
…V2⊂V1⊂V0⊂V-1⊂V-2⊂…
且有
例如, Aj和Dj是Vj和Wj上的正交投影, 其中Wj為Vj在Vj-1上的正交補, 對于f∈L2 (R) , Ajf是在分解尺度j上的逼近分量, Djf是信號的細節分量。
Mallat在多分辨分析的基礎上又提出了信號的塔式多分辨分解與重構算法即Mallat算法, 利用該算法將信號分解為兩組系數:小波系數dj, k (信號的細節部分) 和尺度系數cj, k (信號的逼近部分) , 即:
其中? (t) 是尺度函數, ψ (t) 是小波函數, m是不同尺度標號, k是時移因子。小波系數dj, k和尺度系數cj, k可以通過如下的方法求得:
其中hn=〈?, ?-1, n〉, gn= (-1) nh-n+1
將要分析的EEG信號由16位的A/D采集, 采樣率為128Hz, 經過5層分解得到各個子頻帶, 系數D1, D2, D3, D4, D5, A5各分量所對應的子頻帶依次為:fs/4- fs/2, fs/8- fs/4, fs/16- fs/8, fs/32- fs/16, fs/64- fs/32和0- fs/64。
癲癇腦電所對應的頻帶為4-32Hz, 而較低頻率成分以慢波的形式出現, 在臨床上主要考慮的是時限較短的尖波和棘波成分, 所以本文重點研究的頻帶為8-32Hz, 從分解得到的子頻帶可以清楚地看到, 這個頻帶范圍分布在子帶1、2和3, 即研究子帶1、2和3 分解信號的特征。
1.2信號的近似熵分析
近似熵是一種關于時間序列不規則性、復雜性測度的理論和方法。研究發現, 對時間序列進行小波變換的多分辨分析, 將非平穩的腦電信號分解成不同分辨率的細節信號和逼近信號, 然后用近似熵分析這些細節信號, 能夠區分正常腦電和癲癇腦電。
對于有N個數據點的離散信號時間序列: {x (n) }=x (1) , x (2) , …, x (N) , 可以通過以下步驟進行近似熵的計算:
(1) 從序列中抽取連續的數據組成N-m+1維向量:
X (i) =[ x (i) , x (i+1) , …, x (i+N-m+1) ]
(2) 定義X (i) 和X (j) 之間的距離:
(3) 給定X (i) 和r, 統計與X (i) 相似的矢量出現的概率:
C
(4) 將C
(5) 得到此序列的近似熵為:
ApEn (m, r, N) =?m (r) -?m+1 (r)
ApEn值與m, r的取值有關。Pincus在計算ApEn時根據實踐, 取m=2, r= (0.1-0.2) std (std為N個數據點的標準差) 。
2實驗結果分析
2.1臨床數據采集
本研究使用的數據來自第二軍醫大學附屬長海醫院的真實腦電信號, 采用10-20國際電極放置法, 從8個電極FP1、FP2、T3、T4、C3、C4、O1、O2記錄數據, 這8個電極分別表示頭皮的額、顳、中央和枕部位, 奇數表示左側, 偶數表示右側。
實驗數據包括兩組:第一組包括100個健康人的腦電記錄, 第二組包括40個癲癇患者的癲癇腦電記錄。圖1為正常腦電和癲癇腦電信號。
2.2腦電信號的小波分解
對腦電癲癇活動自動檢測的第一步是利用小波變換對正常腦電和癲癇腦電進行多分辨分析?？紤]到小波基函數與腦電信號中提取的特征波形的相似性, 選用Daubechies 4 (db4) 。圖2為癲癇原始腦電信號與分解后的細節信號。
2.3近似熵分析
對腦電癲癇活動自動檢測的第二步是對小波分解后每一層的細節信號進行了近似熵計算, 在計算中選擇N=1000, r=0.15*std, m=2。對100個正常腦電和40個癲癇腦電進行小波分解后的近似熵計算, D1、D2和 D3細節信號的ApEn值如圖3所示, 通過比較發現:較高分辨率細節信號D1、D2的ApEn值對健康及癲癇患者的腦電信號復雜性區分明顯。
最后通過Neyman-Pearson準則使用閾值對兩組數據進行了檢驗, 近似熵值低于閾值的信號被識別為癲癇信號, 近似熵值大于等于閾值的信號被識別為正常腦電信號。檢測率和誤檢率的關系如圖4所示, 可以清楚地看到, 在一定誤檢率下, 對癲癇腦電信號D1具有最高的檢測率, 而且這個檢測方法保證了在較小的誤檢率下, 可以得到較高的檢測率。圖5給出了D1誤檢率和閾值的關系圖, 在一定的誤檢率下, 可以很容易得到相應的閾值。
3結束語
癲癇腦電在形態上有較大的變化, 我們采用多分辨分析和近似熵的方法用于檢測癲癇腦電。通過對來自臨床的正常腦電和癲癇腦電的實驗分析, 結果表明, 這個方法在一定誤檢率下, 癲癇腦電信號小波分解的第一層具有最高的檢出率, 而且檢出率和誤檢率的關系圖說明了在較小的誤檢率下, 可以得到較高的檢出率, 誤檢率和閾值的關系圖使得可以根據臨床需要, 在一定的誤檢率下很容易得到檢測閾值。研究表明, 這個方法能夠有效地對真實癲癇腦電信號進行檢測, 為臨床診斷和治療提供了較多的輔助診斷信息, 在腦電信號癲癇異常檢測中, 有進一步研究的價值。
摘要：腦電癲癇特征的自動提取在臨床應用上具有重要意義。分析了小波多分辨分析和近似熵特征提取的特點, 提出了8通道腦電信號癲癇波的檢測方法。首先每個通道的信號利用小波變換進行5層分解, 然后對分解的細節信號作近似熵計算, 發現含有癲癇活動的腦電信號與正常腦電有顯著的區別, 最后利用Neyman-Pearson準則進行檢驗比較。實驗結果表明, 在一定誤檢率下, 檢測率最高的是在第一層, 而且這種方法保證了檢測系統具有較小的誤檢率和較高的檢測率。
關鍵詞：癲癇波,多分辨分析,近似熵,Neyman-Pearson準則
參考文獻
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體育場館時鐘系統方案范文第2篇
時鐘同步技術可為電力系統各種保護和控制設備提供統一的時間基準,在電網事故分析和保障電力系統安全運行中發揮著十分重要的作用[1]。近年來,智能變電站技術的發展對時鐘同步提出了更高的要求[2,3]。由于電子式互感器和合并單元等新設備的引入,數據采集方式由集中式轉變為分布式,母線保護、變壓器保護等跨間隔設備仍需要同一時刻的數據進行計算,而利用高精度時鐘同步保證各個間隔的合并單元同時進行數據采集是一種可行的方案[4]。此時,時鐘同步將成為繼電保護的重要組成部分,其性能也將影響繼電保護的正常工作。因此,時鐘同步在未來智能變電站中的重要性更加突出。
目前,電力系統中采用的時鐘同步方法有多種,其中網絡時鐘同步可復用已有的網絡設施,與其他數據共網傳輸,近年來受到了學術界和工業界的廣泛關注[5,6]。IEEE 1588標準為網絡環境下智能變電站的精確時鐘同步(1μs)提供了新的解決方案,是目前最有發展和應用前景的時鐘同步方式[7,8,9,10]。IEEE電力系統繼電保護委員會(PSRC)H7工作組也正制定相關的指導性文件,以促進IEEE 1588標準在智能變電站中的應用[11]。
根據網絡時鐘同步的原理,主、從時鐘之間傳輸延遲的精確測量與修正是實現高精度網絡時鐘同步的關鍵[12]。由于交換機等設備對網絡報文的排隊處理,網絡報文的傳輸存在不確定延遲且難以精確測量,因而對網絡時鐘同步精度有較大的影響。為此,IEEE 1588v1標準中提出了邊界時鐘方案,即將交換機等網絡設備作為邊界時鐘,形成多層主—從級聯的時鐘同步體系[13]。盡管邊界時鐘有效地回避了網絡延遲測量與修正的問題,但級聯結構中時鐘的層層轉發導致累積誤差較大,相隔越遠的時鐘同步精度越低。
為此,IEEE 1588v2標準提出了透明時鐘模型,可對主、從時鐘之間的網絡延遲進行精確測量與修正,能有效地克服邊界時鐘的缺點[14,15,16]。
本文首先簡要介紹了透明時鐘的基本原理,并從同步精度、網絡拓撲變化的適應性及主時鐘負載等方面對對等(P2P)和端到端(E2E)這2種透明時鐘進行了比較和實驗分析。結果表明,P2P透明時鐘的同步精度要優于E2E透明時鐘,由于2種透明時鐘不能混合使用,本文建議在智能變電站中統一采用P2P透明時鐘。
1 透明時鐘基本原理
1.1 網絡時鐘同步原理
根據網絡時鐘同步的基本原理,如何精確測量主、從時鐘間的傳輸延遲TD是網絡時鐘同步的關鍵。如圖1所示,若在應用層植入和獲取時間標簽(如網絡時間協議(NTP)/簡單網絡時間協議(SNTP),TD主要包括主、從時鐘內的協議棧處理延遲和網絡延遲。由于CPU多任務調度機制和交換機排隊機制的影響,上述2種延遲均存在較大的不確定性,精確測量較為困難。IEEE 1588v1標準中提出采用特殊的硬件在“近物理層”植入和獲取時間標簽,能有效地避免主、從時鐘內協議棧處理延遲的不確定性對時鐘同步精度的影響,此時TD主要由網絡延遲構成。
在此基礎上,IEEE 1588v1還提出了邊界時鐘模型來解決網絡延遲的不確定問題,即將網絡交換機作為邊界時鐘,邊界時鐘的某一個端口同步于上一級主時鐘,而其他端口都同步于該端口,并作為下一級時鐘的主時鐘。整個時鐘同步系統被劃分成多層主—從級聯結構,但這種結構引起的累積誤差會導致相隔越遠的時鐘同步精度越低。
針對網絡延遲的不確定問題,IEEE 1588v2提出了透明時鐘模型這一新的解決方案,可對網絡延遲進行精確測量與修正,能有效克服邊界時鐘存在的不足。根據網絡延遲測量及修正方法的不同,透明時鐘可進一步劃分為2種:P2P和E2E。下文將分別介紹這2種透明時鐘的工作原理。為便于說明,假設主、從時鐘之間采用1個透明時鐘連接,所有時鐘均采用單步模式。單步模式是指將報文(如Sync報文)離開時鐘的精確時標信息放在該報文的修正域中,而雙步模式是將報文(如Sync報文)離開時鐘的精確時標信息放在后續的跟隨報文中(如Follow_Up報文)發出。
1.2 P2P透明時鐘工作原理
網絡延遲包括交換機延遲TDswitch和鏈路延遲TDlink-mt,TDlink-ts。P2P透明時鐘的工作原理如圖2所示。圖中:Tt1為交換機向主時鐘發送Pdelay_Req報文的時刻;Tt2為交換機接收到Pdelay_Resp報文的時刻;Tt3為交換機接收到Pdelay_Req報文的時刻;Tt4為交換機向從時鐘發送Pdelay_Resp報文的時刻;Tm0為主時鐘向從時鐘發送Sync報文的時刻;Tm1為主時鐘接收到Pdelay_Req報文的時刻;Tm2為主時鐘向交換機發送Pdelay_Resp報文的時刻;Ts0為從時鐘接收到主時鐘所發送的Sync報文的時刻;Ts1為從時鐘向交換機發送Pdelay_Req報文的時刻;Ts2為從時鐘接收到Pdelay_Resp報文的時刻;TSync-in和TSync-out分別為Sync報文進出P2P透明時鐘的時間。
P2P透明時鐘對普通網絡報文不做任何處理,而對Sync報文,利用特殊硬件在“近物理層”記錄其進出P2P透明時鐘的時間TSync-in和TSync-out,并求取Sync報文的交換機延遲TDswitch:
P2P透明時鐘與主時鐘交互Pdelay_Req和Pdelay_Resp報文,可測得主時鐘至P2P透明時鐘的鏈路延遲TDlink-mt:
P2P透明時鐘將鏈路延遲TDlink-mt和交換機延遲TDswitch累加到Sync報文的修正域中。
此外從時鐘與P2P透明時鐘通過交互Pdelay_Req報文、Pdelay_Resp報文,可以測量P2P透明時鐘至從時鐘的鏈路延遲TDlink-ts:
主、從時鐘之間的傳輸延遲為:
1.3 E2E透明時鐘工作原理
E2E透明時鐘的工作原理如圖3所示。圖中:Ts1′為從時鐘接收到主時鐘發送Sync報文的時刻;Tm1′為主時鐘向從時鐘發送Sync報文的時刻;Tm2′為主時鐘接收到從時鐘所發送Delay_Req報文的時刻;Ts2′為從時鐘發送Delay_Req報文的時刻。
E2E透明時鐘對Sync報文的處理與P2P透明時鐘的處理方法一致,通過記錄Sync報文進入和離開的時間來測量交換機延遲TDswitch,并只將其累加到Sync報文的修正域中。
此外,從時鐘與主時鐘通過交互Delay_Req、Delay_Resp報文來測量主、從時鐘之間所有鏈路延遲之和。其中,Delay_Req報文的交換機延遲也由E2E透明時鐘測量與修正。
主、從時鐘之間的傳輸延遲TD為:
分析可得,P2P和E2E透明時鐘都需要設置一個內部時鐘,對Sync報文的交換機延遲進行測量和修正。但在鏈路延遲的測量方法上,P2P透明時鐘對主、從時鐘間的多個鏈路延遲進行逐段測量和修正,而E2E透明時鐘對這些鏈路延遲進行整體測量和修正。
2 P2P與E2E透明時鐘的比較
由于鏈路延遲測量方法不同,P2P與E2E透明時鐘在主時鐘負載、對網絡拓撲變化的適應性和時鐘同步精度等方面存在一定的差異。
2.1 主時鐘負載比較
在采用P2P透明時鐘方案的同步系統中,主時鐘向各個從時鐘發送Sync報文,并與其相鄰節點交互Pdelay_Req報文和Pdelay_Resp報文。隨著從時鐘數目的增加,主時鐘發送和接收的Pdelay_Req報文和Pdelay_Resp報文數目不會增加。圖4(a)所示系統中,主時鐘的網絡負載為n個Sync報文、1個Pdelay_Req報文和1個Pdelay_Resp報文。
在采用E2E透明時鐘方案的同步系統中,主時鐘需要與每個從時鐘通過交互Delay_Req報文和Delay_Resp報文,以測量主時鐘至各個從時鐘的鏈路延遲。隨著從時鐘數目的增加,主時鐘負載會不斷增加,可能會導致Delay_Req報文無法接收,或者無法發送Delay_Resp報文。圖4(b)所示系統中,主時鐘的網絡負載為n個Sync報文、n個Delay_Req報文和n個Delay_Resp報文。因此,采用P2P透明時鐘方案時,主時鐘的通信負載較小,在相同硬件處理能力的情況下,單個主時鐘能對更多的從時鐘進行同步。
2.2 網絡拓撲變化的適應性比較
鏈路延遲測量方法的不同,還使得P2P透明時鐘方案與E2E透明時鐘方案對網絡拓撲變化的適應性不同[12]。在E2E透明時鐘方案中,鏈路延遲由主、從時鐘通過交互Delay_Req報文和Delay_Resp報文而測得。該方法基于一個重要的假設,即2個報文的單向鏈路延遲(交換機延遲已通過硬件時標測得)是相等的。例如,在圖5(a)所示系統中,若Delay_Req報文和Delay_Resp報文的傳輸路徑對稱(主時鐘,E2E透明時鐘A,B,C和從時鐘),則上述假設可成立,鏈路延遲可以較為精確地測量和修正。
然而,為保證網絡的可靠性,網絡中任意節點之間一般應存在2條以上不同的物理路徑,并采用快速生成樹協議(RSTP)等冗余拓撲管理協議阻塞部分鏈路(如圖5(a)中透明時鐘C,E之間的鏈路),保證只有1條路徑處于工作狀態。當鏈路發生故障時,再啟用備用鏈路。在圖5(b)所示系統中,若Delay_Req報文發送之后,Delay_Resp報文發送之前,因透明時鐘B,C之間的鏈路發生故障,原先被阻塞的透明時鐘C,E之間的鏈路被恢復,網絡拓撲發生改變。此時,Delay_Req報文與Delay_Resp報文的傳輸路徑不對稱,前者為“從時鐘—E2E透明時鐘C,B,A—主時鐘”,后者為“主時鐘—E2E透明時鐘A,D,E—從時鐘”,2個報文單向鏈路延遲相等的假設不再成立。因此,在網絡拓撲變化的過程中,E2E透明時鐘方案難以精確測量鏈路延遲,同步精度可能出現短暫的較大偏差,導致保護裝置的不正確動作。
而在P2P透明時鐘方案中,主、從時鐘間的多個鏈路延遲進行逐段測量和修正,網絡上任意相鄰節點的鏈路延時都通過Pdelay_Req報文和Pdelay_Resp報文交互而測得。無論Sync報文是通過何種路徑從主時鐘發送至從時鐘的,Sync報文傳輸路徑上的鏈路延遲和交換機延遲都將被添加到其修正域中。因此,網絡拓撲變化過程中引起的主、從時鐘通信路徑變化對P2P方案的時鐘同步精度沒有影響。
2.3 時鐘同步精度比較
鏈路延遲測量方法的不同,還使得P2P透明時鐘與E2E透明時鐘的同步精度存在一定的差異。網絡時鐘同步算法一般假設在一次同步過程中,主、從時鐘的偏差保持不變。實際上,隨著時間的推移,主、從時鐘偏差會逐漸增大。因此,測量主、從時鐘間傳輸延遲所用時間越短,時鐘同步精度越高。
P2P透明時鐘方案對網絡延遲進行了及時修正,即Sync報文每經過一個交換機節點,上一節點至交換機的鏈路延遲和交換機延遲都會被寫入Sync報文的修正域中。從時鐘獲得Sync報文時,相應的網絡延遲已測量完成。而E2E透明時鐘方案中,Sync報文的修正域內只測量了交換機延遲,從時鐘在接收到Sync報文后,與主時鐘交互Delay_Req報文和Delay_Resp報文來測量整個鏈路延遲。因此,E2E透明時鐘方案一次時鐘同步所需的時間要大于P2P透明時鐘方案,其同步精度也低于P2P透明時鐘方案。
3 實驗分析
3.1 實驗系統
基于上述理論分析,本文研制了基于IEEE1588v2的交換機透明時鐘原型機,并對P2P和E2E這2種透明時鐘的性能進行了實驗比較。實驗系統如圖6所示,主要由IEEE 1588主時鐘、從時鐘、交換機透明時鐘、網絡報文發生器和時鐘測試儀組成。時鐘測試儀主要檢測、統計主從時鐘之間的偏差,而網絡報文發生器主要用于產生各種網絡背景流量,以檢驗不同網絡狀態下的時鐘同步性能。
3.2 實驗結果與分析
首先在無背景流量的情況下,比較P2P與E2E透明時鐘方案的同步精度,測試時間長度為1 800s,其結果如表1所示。由表中數據可知,P2P方式的平均偏差為19.96ns,而E2E透明時鐘方案的平均偏差為38.26ns,P2P透明時鐘方案的時鐘同步精度要優于E2E透明時鐘方案,與前文的理論分析結果一致。
不同背景流量下,采用P2P和E2E透明時鐘方案的同步精度測試結果如表2所示,測試時間長度為70s。由表中數據可知,由于這2種透明時鐘方案對交換機延遲和鏈路延遲進行了精確測量與修正,網絡背景流量不會對網絡時鐘同步的精度產生影響。P2P和E2E透明時鐘均能滿足智能變電站的時鐘同步精度要求,但P2P透明時鐘方案的同步精度要略高于E2E透明時鐘方案。
3.3 討論
作為邊界時鐘的替代方案,透明時鐘能有效地減小邊界時鐘因時鐘逐級同步引起的累積誤差。但由于P2P與E2E透明時鐘方案在鏈路延遲測量方法上不同,P2P透明時鐘會將Delay_Req報文和Delay_Resp報文視為普通網絡報文,而E2E透明時鐘也將Pdelay_Req報文和Pdelay_Resp報文視為普通網絡報文,導致時鐘同步系統無法正常工作,因此,這2種方案不宜混合使用。
網絡時鐘同步將傳統的點對點電纜對時過程轉變成看不見、摸不著的網絡通信過程,時鐘同步信息通過網絡與常規信息共同傳輸,能引起較大同步誤差的因素也較多。此外,IEEE 1588標準利用最佳主時鐘算法選擇同步系統中的主時鐘,其他時鐘均以主時鐘為參考進行同步。當主時鐘失效,同步系統可以根據最佳主時鐘再次選擇出主時鐘,使得同步系統繼續正常工作,提高了同步系統的可靠性,但也增加了系統的靈活性。鑒于時鐘同步在未來智能變電站中的重要作用,有必要建立相應的時鐘同步在線監視系統,使運行人員及時掌握時鐘同步系統的運行狀態,并為故障診斷、事故分析和制定時鐘同步系統檢修計劃提供科學依據。
4 結論
1)P2P透明時鐘和E2E透明時鐘均能滿足智能變電站時鐘同步精度小于1μs的要求。同等條件下,P2P透明時鐘在同步精度、對網絡拓撲變化的適應能力和主時鐘負載等方面均要優于E2E透明時鐘。因此,建議智能變電站中統一采用P2P透明時鐘。
2)鑒于時鐘同步系統在未來智能變電站中的重要性,建議建立智能變電站時鐘同步在線監視和管理系統,其功能應包括時鐘自守時精度監視、時鐘狀態監視、時鐘同步精度誤差分析等。
體育場館時鐘系統方案范文第3篇
OTDM(光時分復用)能夠突破電子瓶頸40 GHz帶寬的限制,在單波長上實現更高速如160 GBaud/s及以上的高速傳輸。時鐘提取和解復用是OTDM高速光傳輸系統在接收端的兩項非常重要的技術,它直接影響到系統接收端數據的后續處理和接收誤碼率的大小。目前OTDM技術朝著超高速的方向發展,相應的時鐘提取和解復用技術也朝全光處理的方向發展。
對于從高速光信號中提取時鐘,主要有基于OEO(光電振蕩器)[1]的光電混合和基于法柏SOA(半導體光放大器)及自脈沖的分布反饋激光器等全光實現方案?；贠EO的時鐘提取方案能夠同時提取出光時鐘和電時鐘供靈活使用,并且OEO技術成熟穩定,但OEO在一定程度上受電子瓶頸限制;全光的時鐘提取方案雖然完全不受電子瓶頸的限制,且在以后的超高速光傳輸中有廣闊的應用前景,但是目前可靠性和實用性還不夠。所以,目前實際系統中還主要使用基于OEO的光電混合方案。而高速OTDM解復用技術也基本可以分為光電混合方案和全光方案。OTDM的全光解復用主要是以非線性光器件作為解復用器。如利用光纖或波導中的交叉相位調制、四波混頻等非線性效應來產生高速的開關。其中基于SOA的全光開關在器件封裝尺寸、集成和穩定性方面有一定優勢。但是所有基于全光開關的方案都需要超短光脈沖源作為控制信號,因此這些基于全光的解復用方案目前在穩定性和成本方面還不占優勢。而基于半導體調制器的解復用方案是利用目前商用的成熟穩定的調制器來產生窄窗口實現解復用的目的,這種方案可以做到對環境不敏感并且尺寸緊湊?；贓AM(電吸收調制器)的解復用器就可以做到對波長和偏振不敏感。
雖然目前已經提出很多OTDM系統時鐘提取和解復用的方法,但大都采用分離的模塊來分別實現此兩項功能,不僅增加了成本,還不利于系統的集成。在本文的工作中,我們通過在傳統的OEO環中加入一個PolM(偏振調制器),利用PolM可以通過調節偏振態實現雙路互補的強度調制輸出的特性,同時實現從OTDM高速光信號中提取支路的電時鐘和進行解復用的功能。這種方案在不使用雙環OEO來改善時鐘相位噪聲特性的情況下也得到了很好的相位噪聲質量。
1 工作原理
傳統的OEO[1]是由光源、光調制器、光纖、光電探測器、電濾波器和電放大器等組成的光電混合正反饋回路。其中,光纖作為時間延遲和儲能單元,以實現高Q值低損耗環路。OEO用于OTDM分頻時鐘提取是基于注入鎖定的原理。OEO的自由振蕩頻率在調制器上產生諧波并與注入到調制器的OTDM高速光信號產生混頻,經過光/電轉換后再經過電濾波器,從而得到注入鎖定的分頻時鐘。同時,由于OTDM高速光信號受到調制器窗口的切割而實現了解復用。調制器是整個方案中最為核心的器件,因此我們重點分析MZM(馬赫-曾德調制器)和PolM的工作原理。
圖1給出了常見的LiNbO3 MZM的原理圖。
假設輸入為連續光,Y分支的分光比為1,調制器的消光比為無窮大,在這種理想情況下上下兩臂的相位調制可表示為
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式中,Vπ為單臂調制的半波電壓;VRF1(t)、VRF2(t)和VBias1、VBias2分別為加到兩個臂上的射頻信號和直流偏壓;Ein為輸入的光場;E1(t)和E2(t)為兩個臂的輸出電場。
通過輸出光場的直接疊加可以得到調制器的光場的傳遞函數如下:
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由式(3)可以看到存在相位調制,因此會產生啁啾。MZM一般在電信號推挽形式下工作,這時V1(t)=-V2(t),啁啾項可以消除。為了消除輸入端引入的恒定相移,直流偏壓分量也設置為推挽工作。這時,式(3)可以改寫為
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式中,V(t)為加到MZM射頻輸入端的射頻信號;VB為直流偏壓。從光場傳遞函數可以很容易得到光強的傳遞函數:
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MZM在最低透過率點可以得到抑制載波的CSRZ66信號;在線性工作點可以得到基頻的線性輸出;而偏置在最高透過率點可以獲得倍頻的RZ33輸出。工作在最高透過率點可以獲得的脈沖信號的半高全寬最小,因此,在我們的方案中使MZM工作于最高透過率點來獲得窄的窗口寬度。
PolM是在兩個垂直的偏振態上進行互補的相位調制,通過調節PC2可以使PolM作為兩路互補的強度調制器的輸出[2,3,4]。PolM作為兩個互補的強度調制器的工作原理圖如圖2所示。
我們所使用的PolM內置一個45 °的起偏器,因此輸入的光信號偏振方向與兩個主軸成45 °角,調節PC1可以控制注入到PolM的光功率。PolM沿兩個主軸(x,y)輸出的光場可以表示如下:
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式中,α為傳輸因子,Ein為輸入的光場,β為相位調制指數,ω0是OEO振蕩的角頻率。將這兩個互補的強度調制信號輸出到一個與PolM其中一個主軸成45°的偏振分束器上就可以得到如下輸出:
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式中,φB為PC2引入的靜態相位項,所以輸出的光功率為
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將得到的輸出光強Pout除以輸入光強undefined就可以得到光強度的傳遞函數
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從式(9)可以看出,PolM的傳輸函數與MZM的傳輸函數(見式(5))相同。當φB=-π/2時,相當于MZM的偏壓偏置在線性透過率點,當φB=π時,相當于偏置在最小透過率點。通過調節起偏器前的PC,就可以控制φB使之等于-π/2,則PolM等價于MZM工作于線性工作點。
2 實驗方案和結果
我們首先將MZM與PolM級聯,注入直流光,并分別在MZM和PolM上加39.813 12 GHz的射頻信號,觀察MZM與PolM級聯產生窗口的寬度,實驗框圖如圖3所示。
實驗中的MZM選用商用的40 GHz LiNbO3 MZM(住友公司),PolM選用一個商用的內置45°起偏器的40 GHz PolM (Versawave 公司)。用高速光示波器(EXFO Technologies, PSO-102)可以觀測到產生的脈沖窗口寬度為4 ps(見圖4),滿足160 GBaud OTDM信號解復用窗口的寬度要求,所以這種調制器級聯的方案完全可以滿足解復用要求。
經過對兩個級聯調制器窗口寬度的測量,證實了窗口寬度完全可以滿足我們的需求。因此,我們將兩個級聯的調制器放到我們的OEO環路中,實驗方案如圖5所示。
2×40 GBaud/s的DQPSK OTDM光信號注入到由級聯調制器組成的OEO環中,環路中的帶通濾波器將所需的39.813 12 GHz時鐘分量濾出,并經過放大反饋到兩個調制器上,經過調制器產生39.813 12 GHz的窗口,并增強OTDM光信號中的時鐘分量,由此形成一個正反饋環路。
注入到MZM的光信號功率為8 dBm,通過調節ODL(光延遲線)可以控制整個環路的長度,因此可以調節OEO的自由振蕩頻率。由于我們使用的PolM已經內置45°起偏器,因此PC2只是用于控制進入PolM的光功率大小。調節PC3和PC4,PolM等效于偏置于線性工作點的強度調制器。PolM輸出的光經過耦合器后一路輸出到PC4和起偏器,再經過PD(光電探測器)反饋到OEO環路中,實現OEO的注入鎖定;另一路經過PC3和PBS,PBS輸出兩個強度互補偏振態正交的光信號,實現了兩個支路信號同時解復用輸出。
微調MZM的偏壓,使之工作于最高透過率點,可以獲得倍頻的窄脈沖,再調節PC4,使PolM工作于等效的強度調制器的線性透過率點。ODL和移相器是用于調節環路長度和兩個調制器透過窗口進行對準的。OEO注入鎖定后,通過一個功分器,其中一路用于反饋到OEO環路中,另一路射頻信號注入到電譜分析儀(Agilent ESA E4447A)中,用于實時檢測恢復的時鐘信號。測得的時鐘信號的電譜和相位噪聲如圖6所示。
從10 MHz 范圍內的頻譜圖可以看出恢復的時鐘信號質量很好,但是從相位噪聲圖的原始數據曲線中可以看出,在3.895 kHz處存在一個明顯的邊模,后經過實驗證實是由OEO環路中所使用的射頻功率放大器所引入,由于放大器在39.813 12 GHz中心頻率附近的增益不平坦,導致在中心頻率附近引入了一些噪聲,若換用一個高品質的功率放大器,可以在一定程度上降低中心頻率附近的相位噪聲,使用雙環OEO結構[5]還可以進一步降低相位噪聲。
提取出的時鐘反饋到兩個調制器上,同時也在兩個調制器上產生疊加的透過窗口,前面經過實驗驗證這個窗口寬度可以達到4 ps。經過PBS后解復用出兩個支路信號。通過EXFO的光示波器進行實時觀察, 2×40 GBaud/s DQPSK OTDM信號眼圖如圖7所示,經過OEO解復用得到的兩個支路信號的眼圖如圖8所示。
從圖中可以看出,經過PBS得到的兩個解復用的支路信號眼圖質量很好,兩個碼元之間無基座,其他支路幾乎被完全抑制,沒有其他支路的串擾,因此可以很容易實現零誤碼接收。
3 結束語
本文將一個商用的40 GHz MZM與一個商用的40 GHz PolM級聯并應用于OEO環路中,不僅從80 GBaud/s OTDM-DQPSK信號中提取出了相位噪聲與微波源質量接近的時鐘信號,同時還對OTDM信號進行了解復用,得到了信噪比很高的支路信號。由于兩個調制器級聯可以得到4 ps的窄脈寬窗口,因此這套方案可以無需任何改動地用于160 GBaud/s(4×40 GBaud/s)OTDM傳輸系統中,在未來更高速的OTDM系統中也可應用。
摘要：為了從高速OTDM(光時分復用)信號中提取出支路時鐘并實現解復用,實現高速光信號與相對低速電信號之間的接口,首次展示了一種基于商用的MZM(馬赫-曾德調制器)和PolM(偏振調制器)級聯的OEO(光電振蕩器)實現從2×40GBaud/s OTDM信號中提取支路時鐘并同時解復用的實驗方案。利用這種改進的OEO,成功地從2×40GBaud/s的OTDM DQPSK(差分四相相移鍵控)調制格式的高速光信號中提取出了40GHz電時鐘,該時鐘的相位噪聲在10kHz頻偏處達到-98.62dBc/Hz,與微波源(Agilent Technologies,E8267D)的相位噪聲質量幾乎相同。這種OEO還同時實現了從OT-DM信號中解復用出兩個支路信號的功能,即將160Gbit/s的PRBS(偽隨機二進制序列)OTDM信號成功解復用為兩路高質量的80Gbit/s支路信號。
關鍵詞：光電振蕩器,光時分復用,時鐘提取,解復用
參考文獻
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體育場館時鐘系統方案范文第4篇
橡膠二廠有A、B兩套裝置, 它們相互獨立卻又有部分共用工藝單元, 例如氮氣增壓系統, 同時為兩套裝置的三臺離心式壓縮機和兩臺螺桿式壓縮機提供干氣密封氣;這就要求兩套裝置的控制系統時鐘同步, 以保障共用工藝單元操作的準確性。兩套裝置均有各自的DCS系統完成生產過程的集散控制功能, SIS系統完成生產過程的安全聯鎖保障工作, CCS系統完成壓縮機組的高效安全工作;一套裝置的多個控制系統相對獨立, 卻又相互合作共同保證裝置的安全平穩運行。利用一臺時間服務器獲取GPS衛星時間信號, 通過SNTP協議 , 向與時間服務器以太網通訊的不同裝置不同控制系統進行網絡授時, 以使多控制系統既有高精度的同步時間又有GPS提供的UTC ( 世界協調時 ) 。
2 時間服務器的設置
時間服務器DNTS-74具有一個GPS天線接口和4個獨立的10/100M自適應以太網口。四個以太網口可以進行不同網段設置, 基于NTP/SNTP協議對各控制系統進行網絡授時, 平均網絡授時精度大于10ms。網口網段IP地址可以通過人工設置, 方法如下:在windows系統的DOS提示符下鍵入以下指令:arp-s192.168.129.25400-03-B9-XX-XX-XX (00-03-B9-XX-XX-XX為該網口的MAC地址, 時間服務器上有每個網口MAC地址的顯著標簽) ;然后鍵入telnet192.168.129.2541查看錯誤 信息, 最后鍵入telnet192.168.129.2549999進入設置界面, 設置并保存新的IP地址, 否則時間服務器在重新上電后, 網口IP地址將失效。在本項目中把時間服務器DNTS-74的網口一分配給A裝置DCS系統;網口二分配給B裝置DCS系統, 而A裝置SIS系統和CCS系統由于在同一網段因此共用網口三, 網口四分配給B裝置CCS系統。
3 DCS 時鐘同步的設置
A裝置裝置采用的是橫河CENTUM-Vnet/IPDCS系統, 而B裝置采用的是橫河CS3000DCS系統, 雖然均為橫河DCS系統但在系統時鐘同步的實現上完全不同。
3.1 CENTUM-Vnet/IP 的時間組設定
橫河CENTUM - Vnet/IP系統中可以對同一個域中的所有的控制站, 操作站, 工程師站等設備分配到同一個時間組內, 同時指定一個SNTP服務器, 以此完成整個控制域的時鐘同步。
Vnet/IP系統中有BUS1, BUS2兩個網段, 在時鐘同步中采用BUS2 (開放網) 網段為時鐘同步網段, 其聯接SNTP服務器網絡地址設定規則如下:192.168.<128+ 域地址 >.254;在本項目中采用時間服務器DNTS-74為時間組的SNTP服務器, 具體操作方法如下:根據SNTP服務器的網絡地址設定規則設置時間服務器的網口一的IP地址;在SystemView選擇files菜單下的DomainProperties, 設定TimeGroup名為1;在SNTPServerIPAddress中的ConnectBus2中填下時間服務器網口一IP地址。
3.2 CS3000 時鐘同步設定
B裝置裝置采用的是橫河CS3000DCS系統, 其控制系統時間為網絡時間, 單一操作站或工程師站時間的改變不會改變系統時間。系統每兩分鐘監測一次各設備與網絡時間的偏差, 如果差值在5s以上, 則會進行2次同步化操作, 使得設備時間與網絡時間精度達到1ms。因此CS3000系統時間同步設定就不同于CENTUM-Vnet/IP。首先, 通過修改工程師站的系統注冊碼, 使其成為整個控制系統的TIMEMASTER, 通過工程師站時間來同步網絡時間;其次, 在工程師站上安裝網絡授時軟件, 讀取時間服務器網口二的時間信息來修正工程師站時間, 從而完成整個控制系統與GPS時間的同步。
4 Dimension 4 軟件的應用
A裝置的SIS系統采用的是黑馬安全儀表系統, CCS系統為CCC5系列控制器兩個系統間通過OPC協議完成數據間通訊, 具有相同的網段, 共用時間服務器的網口三;B裝置的CCS系統為CCC3+ 系列控制器, 它單獨使用一個時間服務器的網口四。三個控制系統有一個共同點:控制系統時間為工程師站計算機時間。因此, 通過各工程師站的Dimension4軟件完成時間服務器與工程師站windows系統時間的時鐘同步即可完成整個控制系統的GPS時鐘同步。
Dimension4軟件中, 在Server框中添加對應時間服務器的網口IP地址, 網絡協議選擇SNTP協議;在HowOften中選擇軟件載入方式和確定時間同步的時間間隔;軟件還提供了顯示方式設置, 偏差超限提示設定, 同時還可以顯示同步歷史記錄和錯誤信息。
5 結論
(1) 使用GPS時鐘同步后, 提高兩套丁基裝置多個控制系統的時間正確性和一致性, 時鐘同步的精度滿足生產過程控制100ms的要求;
(2) 所采用SNTP協議的GPS網絡授時方法便于在其他控制系統中的應用;
(3) 兩套裝置多控制系統的時鐘同步, 使得兩裝置共用工藝單元操作記錄、趨勢記錄、SOE記錄處于同一時間軸下, 為操作問題的分析和操作規范的制定提供準確的數據基礎;
(4) 便于事故原因的查找和分析。SIS系統SOE記錄的事件發生的離散的點和DCS、CCS系統趨勢記錄的工藝過程連續變化的趨勢線在同一個坐標軸中呈現出來, 從而更加清晰地還原事故發生時相關工藝條件的整體變化過程, 為事故原因的查找和分析提供可靠的數據支持。
參考文獻
[1]DNTS-7網絡時間服務器說明書, 北京中新創科技有限公司, 2011.
體育場館時鐘系統方案范文第5篇
電子萬年歷的設計就是建立在單片機的基礎上，它是一種應用非常廣泛的日常計時工具，帶實時日歷時鐘的溫度檢測系統的研究方法是通過單片機編寫C語言程序去控制DS12C887、液晶、按鍵和DS18B20各個子模塊，讓當前環境溫度和時間通過液晶顯示出來，在指定時間到達時進行報警，通過按鍵對時間進行調節。
1 設計原理與設計方案
DS12C887是美國DALLAS公司推出的一種高性能、低功耗的實時時鐘芯片，它能夠自動產生世紀、年、月、日、時、分、秒等時間信息，DS12C887時鐘芯片自帶有128B的RAM，其中11個用來存儲時間信息。設定好鬧鐘時間后，當時間到達時，可以自動產生中斷,因此也可采用DS12C887時鐘芯片完成萬年歷的制作?？傮w構成框圖如圖一所示：
DS12C887中自帶鋰電池，同時內部還集成了32.768KHz的標準晶振，一旦設定好時間，即使外部掉電時，其時鐘芯片可以靠它內部集成的鋰電池走數年。當系統重新上電時時，又可以為鋰電池重新充電，這樣一來可以非常有效地保持時間的有效性，使用非常方便。
1.1 設計原理
按照系統設計功能的要求，本系統是以AT89C52單片機作為控制核心，通過DS12C887時鐘芯片自動產生世紀、年、月、日、星期、時、分、秒等時間信息。該時鐘芯片內部有鬧鐘時間存儲空間，而且內部有中斷響應命令，當設置鬧鐘時間到達時，可以執行該命令響應中斷，通過DS18B20溫度傳感器獲取實時環境溫度，并將得到的時間信息和環境溫度通過1602液晶顯示出來，同時還可以通過相應的按鍵調整相應的值。在本此設計中硬件系統主要由主控制器(單片機)、顯示模塊(液晶1602)、時鐘模塊(時鐘芯片DS12C887)、環境溫度采集模塊(溫度傳感器DS18B20)、鍵盤掃描模塊(普通按鍵)和鬧鐘六個模塊組成。
1.2 系統設計
在本次設計中主要分為兩部分，系統電路設計和系統調試，其中電路設計分為單片機最小系統模塊、顯示模塊、實時時間模塊、溫度檢測模塊、鍵盤模塊、鬧鐘模塊六個模塊，在設計中是通過一個一個模塊的單獨電路設計實現以完成總電路的實現?？傮w設計電路如圖二所示：
2 系統軟件設計
系統軟件流程圖如圖三所示:
3 系統硬件設計
3.1 液晶1602概述
液晶是一種高分子材料，因為其特殊的物理、化學、光學特性，20世紀中葉開始廣泛應用在輕薄型顯示器上。液晶顯示器(LCD)的主要原理是以電流刺激液晶分子產生點、線、面并配合背部燈管構成畫面。為敘述簡單，通常把各種液晶顯示器都叫做液晶。各種型號的液晶通常是按照顯示字符的行數或液晶點陣的行、列數來命名的。比如1602的意思是每行顯示16個字符，一共可以顯示兩行。
3.2 時鐘芯片DS12C887概述
DS12C887時鐘芯片能夠自動產生世紀、年、月、日、時、分、秒等時間信息，其內部有世紀寄存器，從而利用硬件電路解決“千年”問題。DS12C887中自帶鋰電池，外部掉電時，其內部時間還能夠保持10年之久。對于一天內的時間記錄，有12小時制和24小時制兩種模式。在12小時制模式中，用AM和PM區分上午和下午;芯片內部時間的存儲方式也有兩種，一種用二進制數表示，另一種是用BCD碼表示。DS12C887時鐘芯片中帶有128B RAM,其中11B RAM用來存儲時間信息;4B RAM用來存儲DS12C887的控制信息，成為控制寄存器;113B RAM供用戶使用。此外，用戶還可以對DS12C887進行編程以實現多種方波輸出，并可以對其內部的三路中斷通過軟件進行屏蔽。該芯片內部有一個精密的溫度補償電路用來監視Vcc的狀態，如果檢測到主電源故障，該器件可以自動切換到備用電源供電。Vbackup引腳用于支持可充電電池或超級電容，內部包括一個始終有效的涓流充電器，DS12C87可以通過一個多路復用的單字節接口訪問，該接口支持Intel和Motorola模式，DS12C887將它自己與石英晶振和電池集成在一起。
3.3 環境溫度模塊設計
溫度傳感器是各種傳感器中最常用的一種，隨著現代儀器的發展，微型化、集成化、數字化正成為傳感器發展的一個重要方向。美國DALLAS半導體公司推出的數字化溫度傳感器DS18B20采用單總線的協議，即與單片機接口僅占用一個I/O端口，無需任何外部元件，直接將環境溫度轉化為數字信號，以數字碼的形式串行輸出，從而大大簡化了傳感器和微處理器的接口。下來讓我們了解一下什么是“單總線”，它采用單條信號線，即可傳輸時鐘，又可傳輸數據，而且數據的傳輸是雙向的，因而這種單總線技術具有線路簡單，硬件開銷少，成本低廉，便于總線擴展和維護等優點。
溫度傳感器的特性：適應電壓范圍寬，電壓范圍在3.0V-5.5V,在寄生電源方式下可由數據線供電。獨特的單線接口方式，它與微處理器連接時僅需要一條口線即可實現為處理器與DS18B20的雙向通信。支持多點組網功能，多個DS18B20可以并聯在唯一的三線上，實現組網多點測溫。溫度范圍—55℃到+125℃，在10℃到+85℃時精度為+0.5℃?？删幊谭直媛蕿?到12位，對應的可分辨溫度分別為0.5℃、0.25℃、0.125℃和0.0625℃，可實現高精度測溫。在9位分辨率時，最多在93.75ms內把溫度轉換為數字;12位分辨率時，最多在750ms內把溫度值轉換為數字，顯然數字更快。測量結果直接輸出數字溫度信號，以“一線總線”串行傳送給CPU,同時可傳送CRC校驗碼，具有極強的抗干擾糾錯能力。負壓特性，電源極性接反時，芯片不會因發熱而燒毀，但不能正常工作。DS18B20具有體積更小、適用電壓更寬、更經濟、可選更小的封裝方式，更寬的電壓適用范圍，適合于構建經濟的測溫系統.
3.3.1 管腳說明
溫度傳感器DS18B20的管腳如表一所示：
3.3.2 工作原得
DS18B20單線通信功能是分時完成的，它有嚴格的時隙概念，如果出現序列混亂，1-WIRE器件將不響應主機，因此讀寫時序很重要。系統對DS18B20的各種操作必須按協議進行。根據DS18B20的協議規定，微控制器控制DS18B20完成溫度的轉換必須經過以下幾個步驟：每次讀寫前對DS18B20進行復位初始化。復位要求主CPU將數據線下拉500us，然后釋放，;DS18B20收到信號后等待16us～60us左右，然后發出60us～240us的應答低脈沖;主CPU收到此信號后表示復位成功。
3.4 蜂鳴器報警模塊設計
蜂鳴器發聲原理是電流通過電磁線圈，使電磁線圈產生磁場來驅動振動膜發聲的，因此需要一定的電流才能驅動它。單片機I/O引腳輸出的電流較小，單片機輸出的TTL電平基本上驅動不了蜂鳴器，因此需要增加一個電流放大的電路。
4 結束語
本文設計一種實時溫度檢測系統，實現了智能顯示溫度和時間，以單片機作為控制器，以LED顯示模塊單元進行自動顯示。給出了硬件的原理以及連接的方法，軟件的設計流程以及部分代碼，并給出了完整的電路圖，結果可以正常顯示溫度、陽歷年、月、日、時、秒、鬧鐘、星期。
摘要：電子萬年歷是單片機系統的一個應用,本設計由硬件和軟件兩部分組成,硬件由主控器、時鐘電路、溫度檢測電路、顯示電路、鍵盤接口5個模塊組成,主控模塊用AT89C52、時鐘電路用時鐘芯片DS12C887、顯示模塊用LCD、溫度檢測采用DS18B20溫度傳感器、鍵盤接口電路用普通按鍵完成;軟件利用C語言編程實現,單片機通過時鐘芯片DS12C887獲取時間數據,DS18B20采集溫度信號送給單片機處理,然后通過LCD顯示陽歷年、月、日、時、秒、鬧鐘、星期、溫度。
關鍵詞：單片機,溫度傳感器,時鐘,液晶
參考文獻
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體育場館時鐘系統方案范文第6篇
計算機仿真技術是設計和研究系統的一種有力工具, 在許多學科及工程應用領域得到了廣泛的應用, 但是在對復雜大系統進行離散仿真研究時, 傳統串行離散事件仿真技術越來越難以解決仿真對象本身較強的內在并行特性、仿真時間、計算資源等瓶頸問題。隨著計算機技術的飛速發展, 并行離散事件仿真技術可將串行離散事件仿真計算分解到多個處理器上執行, 以解決串行離散仿真技術在對復雜大系統進行仿真時難以解決的問題, 獲得更好的仿真特性。因此, 并行離散事件仿真技術的研究逐漸成為國內外的研究熱點。文中結合并行離散事件仿真同步機制對其仿真時鐘的管理及推進機制進行了分類研究。
1 離散事件仿真時鐘基本推進機制
仿真時鐘表示了仿真系統中仿真時間的變化, 是控制仿真進程的時間機構, 隨著仿真時鐘的推進, 仿真模型按照模型規定的邏輯關系安排和處理相應事件, 直至仿真結束。仿真時鐘的推進是仿真策略的重要組成部分。對并行離散事件仿真系統各種同步機制下仿真時鐘具體的管理及推進機制研究, 務必先研究離散事件的兩類基本仿真時鐘推進機制[1]。
1.1 時間推進機制
仿真時鐘按照一定的步長時間單位推進, 仿真時鐘每推進一步后, 就對事件列表進行一次掃描并判斷有無事件在該步長內發生, 若有事件發生, 則將事件移至區間終點處理事件并改變系統相應狀態, 否則繼續推進仿真時鐘。在該時鐘推進機制下, 仿真時鐘在每步推進過程中無論是否有事件發生, 都必須對事件表進行掃描并進行仿真計算和判斷。在該機制中, 仿真步長越小仿真效率越低, 但是仿真步長變大后, 由于每步內所有發生的事件均視為在該步末端時刻發生, 使得一些時間間隔較小的事件表現為同步同時發生, 導致仿真精度變小。
1.2 下次事件推進機制
由于離散事件的產生具有隨機性, 且系統兩個相鄰事件之間系統狀態不會發生變化, 在該推進機制下, 仿真時鐘可以跨過這些“不活動”的時間段, 每次跳躍性地推進到事件列表中相對當前時刻最早發生事件的發生時刻。在該時鐘推進機制下, 仿真時鐘的推進呈現跳躍性和隨機性。文中所做的研究是建立在該種時鐘推進機制下的。
2 并行離散事件仿真時鐘管理推進機制研究根源
一個典型的仿真模型可看成是一組邏輯進程LPs 的集合, 一個邏輯進程LP模擬系統內某一子過程。一個并行離散事件仿真模型PDES可看成是由一組串行離散事件仿真模型SDES組成, 每個SDES 模擬一個物理子系統, 并且在一個單一的仿真處理器上執行。一個SDES由一個或多個邏輯進程LP組成, 在某一串行算法的控制下以正確的時間標記順序調度該SDES上的局部事件[2]。模型如圖1所示。
在這種模型下, 每個處理器只維護其自身的事件列表。仿真模型在運行過程中, 一個SDES模型上某一事件計算不僅會影響到自身的狀態變量和事件列表, 往往還會引起其它SDES模型上的事件列表的變化。盡管如此, 必須確保一個事件必須在其原因事件被執行之后才能開始運行, 需要避免由于顛倒的事件處理次序導致的因果錯誤, 因此PDES中各個SDES模型之間需要通過交換具有時間標記的事件消息進行溝通。同步機制通過消息傳遞保證每個LP以正確的時戳順序處理事件以確保事件的因果約束, 但是當邏輯進程分布于不同處理器上時, 若不同處理器上的仿真時鐘不同步, 就難以確保每個處理器按照正確的消息時戳順序處理事件。因此, 在相應同步機制下對仿真時鐘管理及推進機制進行研究是非常必要的。
3 同步機制下的仿真時間管理及推進
經過證明, 在并行離散仿真中若每個邏輯進程能通過時戳順序處理事件, 并向前推進仿真時鐘, 那么仿真系統可以避免因果錯誤, 但這是一個充分而非必要判定。當LP中的兩個事件相互獨立不存在因果關系時, 不按照時戳處理是可行的。保守同步策略與樂觀策略在利用時戳處理事件上具有不同的態度與策略。盡管現在有很多的同步策略, 追本溯源大多都是基于保守策略和樂觀策略發展演變而來。文中主要針對這兩類策略進行研究。
3.1 保守策略時鐘管理及推進
保守策略嚴格禁止LP發生本地因果關系錯誤, 保證事件按時間發生的先后順序被執行, 即如果時戳為T的未處理事件, E為一進程中時戳最小事件, 并且該進程不可能產生和再接收到時戳小于T的事件, 那么事件E是安全的可以執行的[3]。該策略限定, 各個LP 之間傳遞消息的拓撲結構是一個靜態鏈接, 消息被發送到相應的鏈接隊列并按照FIFO 順序存儲和處理。在該算法中每個LP都有一個本地仿真時鐘 (LVT) , 當每個FIFO隊列中都包含至少一個未處理事件消息時, 則相應處理器處理所有隊列中時戳最小的事件, LVT推進到該最小時戳。但是當某個鏈接隊列消息為空時, 由于無法確定該隊列以后所接收到的消息是否是所有隊列中最小時戳消息, 因此LP阻塞進程等待消息。如果LP的鏈接在等待包含最小時戳的消息時, LP之間形成空隊列循環, 那么仿真死鎖, 所有的LVT都無法推進?？梢? 要讓每一個LP能夠順利推進的關鍵在于確定LP將來可能收到的消息的時戳下限 (LBTS) , 從而推進仿真時鐘。不同的保守同步算法具有不同的LBTS確定思想[4]。
3.1.1 Chandy /Misra/Bryant算法
Chandy /Misra/Bryant算法是保守策略中最典型的一種。Chandy /Misra/Bryant算法通過輸入鏈接給進程連接的另一端發送本身只攜帶一個時戳且不帶有任何實際意義的“空消息”, 表示該LP不會發出時戳小于空消息時戳的消息, 使得相應鏈接隊列不為空, 相應進程不會阻塞, 避免仿真死鎖?？障⒌臅r戳值為發送方的LVT+前瞻量, 前瞻量為一定值。該種利用LP局部時鐘和前瞻量確定LP可能收到的消息時戳下限的方法, 會引起空消息循環導致仿真性能下降。同時, LP局部時鐘是由最近發生事件的時戳決定, 這些注定所有的LP局部仿真時鐘某些時候只能以前瞻量值增加推進, 造成一定的仿真爬行。通過讓LVT每次都推進到相對當前時刻最早發生事件的發生時刻, 可在一定程度上解決該問題。
3.1.2 死鎖檢測和死鎖恢復
在該算法中, 系統設置單獨的控制進程或者控制器, 當發生死鎖 (或者發生死鎖前) 其通過柵障同步機確保各LP進程無正在被處理的事件, 也不會產生新的事件的情況下, 通過消息廣播或者建立樹進行全局計算, 得到各個進程或者處理器的最小未處理事件時戳值。具有系統最小事件的LP可以處理相應的最小時戳事件, 打破仿真死鎖, 并按照前述方式推進仿真。在該機制下, 仿真程序在處理器處理仿真事件和處理死鎖間循環運行。該種策略事實上過度保守, 它使得只有整個系統中的最小時戳事件才可以被安全處理, 造成一些處理器空等。這種方法與“空消息”方法不同的重要特征是, 利用系統中的下一個未處理事件的時戳推進仿真時鐘, 在一定程度上改善了仿真爬行。
3.1.3 基于前瞻量的全局簡單同步協議
Chandy /Misra/Bryant算法中, 仿真系統由多個LP組成, 每個LPi定義了一個前瞻量Li, 設Ti為LPi中未處理事件的最小時戳, 改善的一些同步協議確定如果TMin+LMin為仿真中所有LP的Ti+Li最小值, 那么未來任意一個LPi發送的消息時戳都比之大, 因此所有時戳小于和等于TMin+LMin事件都可被安全處理, 當通過計算得到系統TMin+LMin值時, 每個LP以此值為參考點處理事件, 推進局部仿真時鐘。該思想建立了仿真全局推進的思想, 降低處理器的空等率, 改善了仿真效率。
3.1.4 基于進程間距離的同步協議
當網絡中任意兩個LP之間都存在鏈接時用第3.1.3節的算法是可行的, 但是當兩個LP之間無直接鏈, 若按照上述算法將計算出的值TA+LB作為系統TMin+LMin (LBTS) 值, 由于LP將來可能收到的消息時戳下限值遠遠大于該值, 因此會導致LP中本可以執行的事件無謂等待, 影響系統的并行性。假定存在一個固定的LP網絡, 基于進程間距離的同步協議如下定義:
①如果LPi能直接發消息給LPj, 則從LPi到LPj有一個直接的鏈接, 該鏈接對應一個前瞻量值Lij, 那么LPi發給LPj的消息時戳值至少比仿真時鐘大Lij。
②如果LPi與LPj的鏈接, 通過了一系列的LP:LP1、LP2、LP3、LP4…., LPn、LPj, 那么存在Di1234…….nj=Li1+L23+L34+…+Lnj, Dij為LPi到LPj所有路徑的最小值。
③ 當前時間后所有進程發給LPj的消息時戳下限計算公式如下:
LBTSj=min (Ti+Dij) (1)
i代表包括本地進程的所有進程, 進程間的距離Dij可根據對象矩陣求解。在該算法下任意LP能夠確定本地的LBTS, 只要有未處理事件的時戳小于該值, LP能繼續處理相應事件推進本地仿真時鐘。該算法進一步降低了處理器的空等率, 改善了仿真效率。
3.1.5 受限滯后同步算法
受限滯后同步算法可能收到的消息時戳下限計算公式如下:
LBTSj=min (Ti+Dij) Dij≤TW (2)
式 (2) 與式 (1) 不同之處在于加了時間窗TW的限制。進程間距離的同步協議考慮了仿真網絡中的所有LP對本地LP事件的影響, 事實上對本地LP而言, 那些在很長時間以后才會影響本地事件的將來事件不一定是安全的, 沒有必要進行計算。受限滯后同步算法認為LPj合理考慮的LBTS范圍為Ti到Ti+TW, 時戳超過Ti+TW的消息時戳沒有必要考慮。因此, 該算法在計算LBTS時引入時間窗口TW, 降低了LBTS計算的負載量。TW在設置過程中需要合理選擇, 既不能太小降低可并發處理的事件量, 又不能太大導致不能有效降低LBTS計算量[5]。
在保守策略中無論是何種算法, 仿真時鐘的推進和LBTS的計算密切相關, 計算中都必須確保:
①LP的拓撲結構必須是固定的。
②涉及到前瞻量計算時前瞻量不能為0。
3.2 樂觀策略時鐘推進機制
樂觀策略與保守策略不同, 在樂觀策略中, 當邏輯進程不能夠確定其它邏輯進程發來的未處理事件消息的下限時, “樂觀”的假定不會違反本地因果約束條件處理事件, 當發現具有因果關系錯誤時, 能夠通過一定的機制“回退”錯誤的計算。時間彎曲算法是最著名的樂觀策略, 其中的許多基本概念與機制, 例如:回退、反消息、時間GVT等等一直為現在許多算法所沿用, 從某種意義上說為后來發展的樂觀策略提供了原型與基礎。
3.2.1 時間彎曲算法的時鐘推進機制
本地控制機制與全局控制機制是時間彎曲算法時間管理的核心機制, 兩者共同控制了仿真計算的推進和回退操作。
①本地控制機制:
與保守同步算法一樣, 時間彎曲算法中每個LP有一個本地虛擬時間LVT, 其值為相應處理器最近執行事件或正在執行事件的時戳值, LP通過帶有時戳的信息與其它LP通訊。所有的LP在不能確定未處理事件消息的下限時, 樂觀的按照輸入隊列中的事件的時戳順序處理事件, 推進本地仿真時鐘。當LP收到其它LP發來的消息時戳小于本能仿真時鐘, 表明有掉隊消息且事件處理發生了本地因果約束錯誤。此時, 系統需要做如下工作以改正錯誤:
通過“反消息”機制和其它的回退狀態變量技術回退時戳等于和大于該時戳的事件。
撤銷修改狀態變量的操作并“收回”發送的消息。
執行掉隊事件, 再按照時戳順序處理事件推進仿真。
本地控制機制使得時間彎曲算法下, 并行仿真計算能夠得到串性仿真按照時戳順序處理事件時一致的結果。
②全局控制機制:
時間彎曲算法在合理應用之前, 需要解決仿真計算所執行的某些操作 (如I/O操作) 不能回退;回收仿真計算過程中所占用的內存資源等相關問題。事實上只要能夠確保小于某個仿真時鐘T的仿真計算不會回退, 就可以解決上述問題。全局虛擬時間GVT是全局控制機制中的核心問題。GVT是墻鐘時間T時刻, 所有進程未處理及部分處理事件的消息及反消息的最小時戳。因此, 任意一個進程LP當收到掉隊消息, 通過反消息機制回退時, 都不可能回退到等于和小于GVT的時刻。GVT的建立嚴格使得小于GVT的事件及這些事件所保留的系統狀態和反消息占用的系統內存能夠被回收, 同時可避免過去時戳的反消息導致的多級回退。整個仿真計算按GVT周期進行, 事件的處理要經過樂觀處理、計算GVT、事件提交三個過程。GVT作為所有進程的回退下限, 可作為整個系統的全局仿真時鐘, 并且可用它來度量系統的仿真推進程度[6]。
3.2.2 其它樂觀同步機制
時間彎曲算法對LP的仿真推進沒有太多的限制, 系統仿真可能會因為過分樂觀, 導致各個進程之間的局部仿真時鐘差異過大和過多的回退操作等問題。因而, 在時間彎曲算法基礎上產生了很多新的方法來改進其過分樂觀的問題。比如, 移動時間算法, 其在GVT推進時引入時間窗W, 不允許LVT超過GVT+W, 若超過就阻塞相應進程。事實上, 很多算法都規定了一定的限制條件來制約樂觀算法的樂觀行為并且取得了較好的仿真特性[7]。
3.2.3 全局虛擬時間的計算
GVT值是整個仿真范圍內所有LP未來發生的回退操作的時戳下限, 其與保守同步策略中LBTS比較相似。GVT的計算思想是, 如果在某個墻鐘時間T, 對系統進行系統快照得到快照時所有LP的LVT最小值;系統快照瞬間暫態消息最小值;接收進程輸入隊列中尚未處理的消息時戳的最小值。GVT就是上述值中的最小值。GVT算法大致可分為同步計算和異步計算[8]。
①同步GVT算法:
通常做法是, 設置一個處理器作為中央處理器計算GVT, 當需要計算GVT時, 其向所有CPU發出“計算GVT”信息的廣播, 當各個處理器收到該消息時, 阻塞仿真計算進行全局同步操作, 并通過消息應答等機制確保至少有一個處理器將暫態消息納入本地計算, 各個處理器計算本地未來發生回退操作的時戳下限值后發給中央處理器, 中央處理器計算全局最小值并廣播給各個處理器。
②異步GVT算法:
異步算法允許各個處理器在計算GVT的過程中, 不阻塞仿真計算繼續進行事件處理, 通過消息確認、設置切分點等機制解決同步報告問題計算GVT。
4 結束語
并行離散事件仿真時鐘的具體推進與具體的同步算法相配合。保守同步算法本地仿真時鐘的推進與LBTS密切相關, 樂觀同步算法全局仿真時鐘的推進與GVT密切相關。實質上GVT與LBTS是一致的, 計算中的不同點是保守同步算法LP的拓撲關系是固定的且對前瞻量有嚴格的限制, 而樂觀同步算法限制較低。保守同步算法為了避免進程阻塞, LBTS的計算較為頻繁和快速, 樂觀同步算法只要內存不被消盡, 進程不會阻塞, GVT計算不必太頻繁和快速?？偟膩碚f兩種算法, 事件的執行都要滿足本地因果關系的約束, 相應的時鐘管理推進機制應該能夠適當控制各個LP的LVT的推進;確保足夠的安全事件保證處理器高效運行, 保證仿真性能:不會耗費大量的系統資源和計算成本。
仿真時鐘的管理與推進是仿真策略的核心組成部分, 利用并行仿真技術對復雜大系統進行仿真時, 仿真時鐘的管理與推進原理及相應的實現算法, 是仿真界公認的重點和難點問題。在前人研究的基礎上進行了一定的總結并提出了自己的看法, 指出了具體實現算法中需要注意的關鍵點, 相關的研究對分布式仿真技術的研究也具有一定的借鑒意義。
參考文獻
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