Содержание к диссертации
Введение
1. Анализ и принцип организации локальных вычис лительных сетей передачи данных автоматизированной системы контроля и учета электроэнергии .
1.1. Анализ организации работы и принцип построения автоматизированной системы контроля и учета электроэнергии 11
1.1.1 Структура АСКУЭ И
1.2. Анализ вариантов организации и построения 15
1.2.1 Организация АСКУЭ с проведением опроса счетчиков через оптический порт 15
1.2.2 Организация АСКУЭ с проведением опроса счетчиков переносным компьютером через преобразователь интерфейсов, мультиплексор или модем
1.2.3 Организация АСКУЭ с проведением автоматического опроса счетчиков локальным центром сбора и обработки данных \j
1.2.4 Организация многоуровневой АСКУЭ для территориально распределенного среднего и крупного предприятия или энергосистемы... 18
1.3. Анализ параметров влияющих на эффективность работы локальных сетей АСКУЭ 21
1.4. Критерии эффективности работы локальных вычислительных сетей передачи данных АСКУЭ 26
1.4.1 Производительность сети 26
1.4.2 Показатели надежности и отказоустойчивости
1.5. Постановка задачи исследования 39
1.6. Выводы 40
2. Оптимизации топологических структур локальных вычислительных сетей передачи данных АСКУЭ з
2.1. Постановка задачи исследования 42
2.2. Анализ топологических структур локальных сетей передачи данных АСКУЭ 44
2.3. Модели оптимизации однородных локальных вычислительных сетей передачи данных АСКУЭ 47
2.4. Выводы 59
3. Оптимизация производительности локальных вычислительных сетей передачи данных АСКУЭ 61
3.1. Постановка задачи 61
3.2. Влияние на производительность сети передачи данных АСКУЭ типа коммуникационного протокола и его параметров 62
3.3. Влияние на производительность алгоритма доступа к разделяемой среде и коэффициента использования 65
3.4. Влияние размера кадра и пакета на производительность сети передачи данных АСКУЭ 67
3.5. Выбор максимального размера кадра в локальной сети передачи данных АСКУЭ 70
3.6. Влияние времени жизни пакета на производительность сети передачи данных АСКУЭ 3.7. Влияние параметров квитирования на производительность сети передачи данных АСКУЭ 75
3.8. Сравнение сетевых технологий по производительности: Ethernet, Token Ring, FDDI, 1 OOVG-AnyLAN, Fast Ethernet, ATM 84
3.9. Сравнение протоколов IP, IPX и NetBIOS по производительности.. 90
Выводы 93
4. Экспериментальные исследования проиводитель ности локальных сетей АСКУЭ 95
4.1. Исходные данные и постановка задачи исследования 95
4.2. Метод расчета требуемой производительности локальной вычислительной сети АСКУЭ 1 4.2.1 Модели очередей к одному серверу 102
4.2.2 Очередь к нескольким серверам
4.3. Расчет очереди к одному серверу 109
4.4. Расчет очереди к нескольким серверам ЛВС АСКУЭ
4.5. Расчет очереди с приоритетами 115
4.6. Анализ времени отклика 118
4.7. Вычисление процентилей 119
4.8. Выводы 121
Заключение 123
Список используемых источников
- Анализ вариантов организации и построения
- Анализ топологических структур локальных сетей передачи данных АСКУЭ
- Влияние на производительность алгоритма доступа к разделяемой среде и коэффициента использования
- Метод расчета требуемой производительности локальной вычислительной сети АСКУЭ
Анализ вариантов организации и построения
Это наиболее простой вариант организации АСКУЭ. Счетчики не объединены между собой. Между счетчиками и центром сбора данных нет связи. Все счетчики опрашиваются последовательно при обходе счетчиков оператором. Опрос производится через оптический порт с помощью программы размещенной на переносном компьютере, которая формирует файл результатов опроса. На компьютере центра сбора данных необходимы программные модули, формирующие файл-задание на опрос и загружающие информацию в основную базу данных (БД). Синхронизация времени счетчиков происходит в процессе опроса со временем переносного компьютера. Синхронизация времени переносного компьютера со временем центра сбора данных производится в момент приема файлов заданий на опрос счетчиков. Для максимальной экономии средств на создание АСКУЭ в этом варианте роль центра сбора данных можно возложить на переносной компьютер. Недостатками данной организации АСКУЭ является большая трудоемкость сбора данных со счетчиков и невозможность использования в системе индукционных или электронных счетчиков с импульсным выходом.
Организация АСКУЭ с проведением опроса счетчиков через оптический порт позволяет решать следующие задачи [13]: точное измерение параметров поставки/потребления; коммерческий и технический учет энергоресурсов по предприятию, его инфраструктурным элементам (котельная и объекты жилкомбыта, цеха, подразделения); контроль энергопотребления по точкам и объектам учета в заданных временных интервалах (30 минут, зоны, смены, сутки, декады, месяцы, кварталы и годы) относительно заданных лимитов и технологических ограничений мощности; обработка данных и формирование отчетов по учету электроэнергии; диагностика полноты данных; описание электрических соединений объектов и их характеристик; диагностика счетчиков; поддержание единого системного времени.
В этом случае счетчики, объединенные общей шиной, или по интерфейсу «токовая петля» на мультиплексор, или устройством сбора и подготовки данных (УСПД) могут располагаться в различных распределительных устройствах и опрашиваться один или несколько раз в месяц с помощью программы размещенной на переносном компьютере, которая формирует файл результатов опроса. Между счетчиками и центром сбора данных нет постоянной связи. УСПД выполняет роль коммуникационного сервера.
На компьютере центра сбора данных необходимо установить программные модули, формирующие файл-задание на опрос и загружающие информацию в основную БД. Синхронизация времени счетчиков происходит в процессе опроса со временем переносного компьютера.
Синхронизация времени переносного компьютера со временем центра сбора данных производится в момент приема файлов заданий на опрос счетчиков. Выделенный компьютер для центра сбора данных в этом варианте также может отсутствовать, его роль может выполнять переносной компьютер.
Организация АСКУЭ с проведением опроса счетчиков переносным компьютером через преобразователь интерфейсов, мультиплексор или модем позволяет решать те же задачи, что и в предыдущем случае. 1.2.3 Организация АСКУЭ с проведением автоматического опроса счетчиков локальным центром сбора и обработки данных
В этом случаи счетчики постоянно связаны с центром сбора данных прямыми каналами связи и опрашиваются в соответствии с заданным расписанием опроса. Первичная информация со счетчиков записывается в БД. Синхронизация времени счетчиков происходит в процессе опроса со временем компьютера центра сбора данных. В качестве компьютера центра сбора данных используется локальная ПЭВМ. На ней же происходит обработка данных и ведение БД. В зависимости от количества пользователей, количества счетчиков и интервалов их профиля, квалификации пользователей, сложности математической обработки и т.д. локальная БД может функционировать либо под MS Access, либо под СУБД ORACLE8.X. Сбор данных в БД происходит периодически с заданными интервалами.
Организация АСКУЭ с проведением автоматического опроса счетчиков локальным центром сбора и обработки данных, кроме рассмотренных ранее в двух предыдущих случаях, позволяет решать следующие задачи: комплексный автоматизированный коммерческий и технический учет энергоресурсов по предприятию, его инфраструктурным элементам (котельная и объекты жилкомбыта, цеха, подразделения); контроль энергопотребления и параметров качества электроэнергии (ПКЭ) по точкам и объектам учета в заданных временных интервалах (5 минут, 30 минут, зоны, смены, сутки, декады, месяцы, кварталы и годы) относительно заданных лимитов и технологических ограничений мощности; обработка данных и формирование отчетов по учету электроэнергии и контролю ПКЭ; фиксация отклонений контролируемых параметров энергоресурсов, их оценка в абсолютных и относительных единицах для анализа как энергопотребления, так и производственных процессов; сигнализация (цветом, звуком) об отклонениях контролируемых величин от допустимого диапазона значений; параметризация коммуникаций и характеристик опроса; диагностика системы.
Анализ топологических структур локальных сетей передачи данных АСКУЭ
Множество работ I соответствует (2.1). Множество приборов J получено в результате выполнения первого этапа на основе (2.2). Элемент 1 матрицы затрат L, представляет собой расстояние 1ц между Mj и Hj.
Для решения задачи предложен алгоритм на основе метода ветвей и границ, учитывающий особенности выполненной постановки.
1. Формируется множество решений, включающее все возможные варианты распределения работ по приборам Go, Нижняя оценка представляет собой
2. Итерация 1. Распределяется первая работа. Множество G0 разбивается на п - непересекающихся подмножеств и для каждого прибора задается распределение работ в виде множеств N G ), р = l,m, j = 1,п.
Здесь: G!j - содержит варианты решений, где первая работа распределена на первый прибор; N1,(G1j) = {1}, N G1,) = 0, N G1,) = 0, N1„(G1j) = 0. G j - формируется соответственно при распределении первой работы на j-й прибор; N1 -) = 0, NVG j) = 0, NVG1;) = {1}, NIn(G1j) = 0.
Для каждого из подмножеств вычисляется обобщенная нижняя оценка: fe) ] = 0)i + 0)2 I=ZTJ m і і =2 n S = № -1 1. IS T s В качестве перспективного для дальнейшего ветвления выбирается множество с минимальной нижней оценкой. 2. Итерация z , z = 2,п. Пусть выбрано для ветвления множество подмножество GjZ"\ Для дальнейшего разбиения оно принимается за исходное. Затем распределяется следующая по порядку работа: Gj,2 1, Gj2z"\..., GjjZ \...,
Далее производится переиндексация всех конкурирующих подмножеств: верхний индекс увеличивается на единицу, а в качестве нижнего служит порядковый номер конкурирующего подмножества. В качестве перспективы следует выбирать подмножество с минимальной обобщенной оценкой.
Процесс ветвлений производится до тех пор, пока не будет распределена последняя работа. По этой итерации распределяется m работ, частная оценка со и вырождается, и обобщенная оценка определяется значением частной оценки со2 , которая совпадает с пеленой функцией.
Этап распределения рабочих станций по концентраторам в условиях наличия ограничения на количество портов концентратора qi на концептуальном уровне, представлен как транспортная задача, отличающаяся дополнительным ограничением на максимальную стоимость перевозки. В этом случае заданы А = {Ai,..., AJv.., AN) - количество единиц груза в пунктах отправления; В = {bi,...,bj....,bn} - потребности пунктов-потребителей в грузе; Cjj - стоимость перевозки единицы груза из і-го пункта отправления в j-й пункт назначения. Учитываются следующие ограничения: m п n X Xji = bl j =1 ,i=l,m; m Z xji = aj 1 =1 ,j = l,n, а ограничению qi соответствует Су CL .
Требуется определить количество x,j единиц груза, которые нужно перевести из j-ro пункта отправления в і-й пункт назначения так, чтобы суммарная стоимость перевозок была минимальной:
В качестве пунктов отправления груза выступают концентраторы, полученные на втором этапе, а в качестве пунктов назначения - рабочие станции (1); запасы характеризуют количество портов концентратора q4, а заявки показывают то, что каждая рабочая станция подключается к одному порту, то есть, t i = 1,1 = l,m.
Для решения классической транспортной задачи существуют точные методы. Предлагается дополнить известный метод решения транспортной задачи с правильным балансом с целью обеспечения учета ограничения. На предварительном этапе необходимо исключить запрещенные перевозки — Cji = ост Cjj C ,1-1,111, j - l,n. Для оптимизации структур однородных коммутируемых ЛВС сформулирована задача на основе исходных данных (2.1), (2.5) с учетом ограничений q3 и q5, а также ограничения g2 , которое выглядит следующим образом: g2:Pe Psw rae:Pe=Pes+Pet; m m H=Z Z e-viv ) І =i j =i m m :ф і =1 j =1 (pi=ZZ -%(v ) m m я =1 ф =1 Задача заключается в минимизации максимальной нагрузки в каждом сегменте: F = Fp(minq maxe Р0Ч), где: Рвч - нагрузка на о-й коммутатор в q-м варианте распределения; РЬ„Ф -межсегментная нагрузка; Р в - транзитивная нагрузка.
Требуется определить необходимое количество к сегментов - коммутаторов и распределить рабочие станции по коммутаторам, то есть, разбить множество М на к - непересекающихся подмножеств ST, т = 1, к .
Отметим, что Xje = 1, если Mi включена в ST и Xio = 0 в противном случае, і = l,m; Іітеф = 1, если путь из v-ro коммутатора в ф-й проходит через о-й коммутатор, и ЬхоФ = 0, в противном случае, 7Г= 1,к, о = 1,п , Ф = 1,к.
Влияние на производительность алгоритма доступа к разделяемой среде и коэффициента использования
Величина тайм-аута - это основной параметр настройки протоколов, работающих в соответствии с алгоритмом простоев источника. Слишком маленькие значения тайм-аута могут вызвать нежелательное снижение пропускной способности. Это может произойти в большой составной сети, в которой работают перегруженные маршрутизаторы, медленно обрабатывающие потоки пакетов. Если задержки передачи пакетов превзойдут значение тайм-аута, то исходный узел будет повторно передавать пакеты, которые на самом деле не были потеряны, а просто слишком медленно шли до узла назначения. При выборе величины тайм-аута должны учитываться скорость и надежность физических линий связи, их протяженность и многие другие подобные факторы. В протоколе TCP, например, тайм-аут определяется с помощью достаточно сложного адаптивного алгоритма, идея которого состоит в следующем.
При каждой передаче засекается время от момента отправки сегмента до прихода квитанции о его приеме (время оборота). Получаемые значения времен оборота усредняются с весовыми коэффициентами, возрастающими от предыдущего замера к последующему. Это делается с тем, чтобы усилить влияние последних замеров.
В качестве тайм-аута выбирается среднее время оборота, умноженное на некоторый коэффициент. Практика показывает, что значение этого коэффициента должно превышать 2. В сетях с большим разбросом времени оборота при выборе тайм-аута учитывается и дисперсия этой величины.
При больших значениях тайм-аута потери времени, ушедшего на ожидание квитанции, могут быть слишком большими, и пропускная способность сети может снизиться в десятки раз.
Рассмотрим пример, иллюстрирующий возможное снижение пропускной способности сети Novell NetWare из-за слишком большого значения тайм-аута времени ожидания квитанций. Клиент и сервер NetWare по умолчанию используют алгоритм квитирования с простоями при организации передачи файлов.
Если на сервере и клиенте работает стек IPX/SPX, то протокол прикладного уровня NCP, отвечающий за файловый сервис, не использует для транспортировки своих сообщений протокол SPX, работающий с установлением соединения, а обращается непосредственно к протоколу IPX. Это делается для ускорения работы файлового сервиса, так как использование каждого дополнительного уровня в стеке протоколов снижает общую производительность стека.
Протокол IPX - это протокол дейтаграммного типа, который повторную передачу искаженных и утерянных пакетов не выполняет. В результате при утере или искажении данных в локальной сети, где на нижнем уровне также работают протоколы дейтаграммного типа (Ethernet, Token Ring и т.п.), повторная передача пакетов организуется только протоколом NCP, который работает по алгоритму квитирования с простоем источника. По умолчанию протокол NCP использует тайм-аут в 0,5 секунды, после истечения, которого выполняется повторная передача пакета, на который не пришла квитанция.
Рассмотрим на примере, насколько может снизиться пропускная способность сети NetWare. При значении тайм-аута в 0,5 секунды и уровне потерянных, и искаженных пакетов всего в 3%. На рис. 3.9 показаны временные диаграммы передачи файла между сервером и клиентом, где: Е - заголовок кадра Ethernet; IPX - заголовок пакета IPX; NCP - заголовок NCP; К - квитанция.
Влияние потерь пакетов на производительность сети В двух случаях - при идеально работающей сети, когда пакеты не искажаются и не теряются, и в сети с 3% уровнем утерянных и искаженных пакетов.
Пусть в обоих случаях между клиентом и сервером передается файл размером в 240000 байт. Файл передается с помощью протокола IPX со служебным заголовком в 30 байт и протокола Ethernet с размером служебного заголовка в 26 байт (с учетом преамбулы). Размер служебного заголовка самого протокола NCP составляет 20 байт.
Пусть файл передается частями по 1000 байт. Всего для передачи файла потребуется 240 пакетов. Размер кадра Ethernet, переносящего 1000 байт передаваемого файла, составит 1000 + 20 + 30 + 26 = 1076 байт или 8608 бит. Размер квитанции NCP, которая подтверждает получение пакета, равен 10 байтам, что дает размер кадра Ethernet, переносящего квитанцию в 86 байт (вместе с преамбулой) или 688 бит. Предположим, что время обработки одного пакета на клиентской стороне составляет 650 мкс, а на сервере - 50 мкс. В этих условиях время одного цикла передачи очередной части файла в идеальной сети составит 860,8 + 68,8 + 650 + 50 = 1629,6 мкс. Общее время передачи файла в 240000 байт составит при этом 240 х 1629,6 = 0,391 секунды, а эффективная пропускная способность сети -240000/0,391 = 613810 байт/с или 4,92 Мб/с.
При потере (независимо от причины) 3% кадров Ethernet повторная передача кадра начинается только после истечения тайм-аута, в 0,5 сек. Всего таких случаев за время передачи файла будет 240 х 0,03 = 7,2.
Метод расчета требуемой производительности локальной вычислительной сети АСКУЭ
Чтобы оценить эффект от использования приоритетов, рассмотрим простой пример потока данных, состоящего из смеси длинных и коротких пакетов, передаваемых узлом сети с коммутацией пакетов, причем частоты поступления пакетов двух типов одинаковы.
Предположим, что длины пакетов обоих типов распределены экспоненциально и что средний размер длинных пакетов в десять раз больше среднего размера коротких. Допустим также, что пропускная способность линии составляет 64 Кбит/с и что средние длины пакетов равны 80 и 800 байт. Затем допустим, что среднее время обслуживания коротких и длинных пакетов равно 0,01 с и 0,1 с соответственно, а частота поступления пакетов каждого типа составляет 8 пакетов в секунду. Чтобы длинные пакеты не задерживали короткие, назначим более коротким пакетам более высокий приоритет. Тогда Таким образом, мы видим, что обслуживание высокоприоритетных пакетов выполняется значительно лучше, чем низкоприоритетных. Поскольку соответствующие расчеты могут быть выполнены очень быстро, то использование предложенной модели является гибкими и эффективным способом исследования, проектирования, модернизации и управления локальными сетями АСКУЭ.
Рассмотрим локальную сеть АСКУЭ, в которой имеется 100 персональных компьютеров, и сервер, хранящий общую базу данных для приложений, посылающих ему запросы. Среднее время, требующееся серверу для ответа на запрос, составляет 0,6 с, а среднеквадратичное отклонение ожидания, равно среднему значению. В моменты пиковой нагрузки частота запросов в локальной сети достигает 20 запросов в минуту.
Представляет значительный интерес ответить на следующие вопросы. Первое - чему равно среднее время отклика, если пренебречь накладными расходами линии? Второе - если приемлемое максимальное время отклика считается равным 1,5 с, насколько процентов может вырасти нагрузка, прежде чем будет достигнут максимум? Третье - если ожидается увеличение коэффициента использования на 20 %, увеличится ли время отклика больше или меньше, чем на 20 %?
Предположим, что система соответствует схеме М/М/1. Проигнорируем влияние локальной сети, предполагая, что её вклад в задержку является пренебрежимо малым. Коэффициент использования вычисляется так: Р = XTs = (20 запросов в минуту)(0,6с на передачу)/(60с/мин)= 0,2 с. Первое значение, среднее время отклика, легко вычислить: Тг = Ts / (1 - р) = 0,6/ (1 - 0,2) = 0,75 с. Второе значение получить труднее. В самом деле, как было сказано, ответа нет, так как существует ненулевая вероятность, что в некоторых случаях время отклика превысит 1,5 с для любого значения коэффициента использования. Вместо этого скажем, что нам хотелось бы, чтобы 90 % всех значений времени отклика были меньше 1,5 с. В этом случае мы можем воспользоваться формулами для схемы М/М/1:
Таким образом, чтобы 90 % всех значений времени отклика были меньше 1,5 с, коэффициент использования должен быть уменьшен с 20 до 8%.
Третий вопрос заключается в том, чтобы определить соотношение между увеличением нагрузки и увеличением времени отклика. Поскольку коэффициенту использования 0,2 соответствует пологий нижний участок кривой (см. рис. 4.4, рис. 4.5), время отклика будет расти медленнее коэффициента использования. В этом случае, если коэффициент использования увеличится с 20 до 40 % , что представляет собой 100 процентный рост. Значение Т& изменится с 0,75 с до 1,0 с, то есть вырастет на 33 %.
Рассмотрим конфигурацию, в которой пакеты посылаются от компьютеров, присоединенных к локальной сети, системам в других сетях. Все эти пакеты должны пройти через маршрутизатор, соединяющий локальную сеть с глобальной сетью и, тем самым, с внешним миром. Рассмотрим трафик от локальной сети через маршрутизатор. Пакеты поступают со средней частотой 5 пакетов в секунду. Средняя длина пакетов составляет 144 байт, и предполагается, что длины пакетов распределены экспоненциально. Пропускная способность линии от маршрутизатора до глобальной сети равна 9600 бит/с.
Определим среднее время нахождения запроса на маршрутизатор, и сколько в среднем запросов на него приходится, включая ожидающие передачи и один, передаваемый в данный момент. Расчет осуществим для двух случаев: для 90-го процентиля и для 95-го процентиля.
Исходные данные: Х= 5 пакетов/с; Ts, = ( 144 байт . 8 бит/байт) / 9600 бит/с = 0, 12 с; р = XTS= 5.0,12 = 0,6; Tr = Ts /( 1 - р) = 0,3 с - среднее время пребывания запроса на маршрутизатор; г = р/(1 - р) = 1,5 пакетов - среднее число резидентных запросов.
Чтобы получить процентили, воспользуемся формулой для схемы М/М/4: Pr[R=N]=(l- р) pN. Чтобы сосчитать у-й процентиль длины очереди, напишем предыдущее равенство в кумулятивном виде: mr(y) 100 k =1 Здесь: mr(y) - представляет собой максимальное количество пакетов в очереди, ожидаемое у процентов времени.
Таким образом, тг (у) является значением, ниже которого R остается у процентов времени. В данном случае мы можем определить процентиль для любой длины очереди. Но нам же нужно обратное: по заданному значению у определить тг (у).
Если тг (у) дробное, округлим его до целого в большую сторону. Если тг(у) отрицательное, установим его равным нулю. В нашем примере р = 0,6, и мы хотим найти тг (90) и тг (95): m,(9o)=Mida.1 = 3,5 ln(0,6) 1п(0,6) Таким образом, 90 % времени в очереди находится менее четырех пакетов, а 95 % времени в очереди находится менее пяти пакетов. Если наш проект должен удовлетворять 95-му процентилю, размер буфера должен вмещать по меньшей мере пять пакетов.
