表决算法（精选四篇）
表决算法 篇1
当今时代是一个信息时代, 各行各业都引进了计算机技术的应用, 同时, 对于计算机的依赖性也在逐步提升。计算机系统除了应用在日常生活中的餐饮、服装、银行等服务行业中, 还会用在电力、航空航天、军事等尖端领域, 对于计算机的安全运行有着相对较高的要求。为了保证计算机的安全运行, 数据库需要进行实时在线更新, 更新过程中会涉及到大规模的数据量, 进而数据库中的数据无法直接实施表决。传统的安全更新方法就是在多个系之间独立更新, 并不能及时发现数据库表版本不同的问题, 甚至出现校验失败的问题。所以, 我们必须找到一种能够解决表决数据量过大问题的更新方法。
1 基于状态表决的数据库更新机制的产生
计算机数据库进行在线更新的过程中, 若是想要进行逐字逐句的表决, 会占用中央处理器较大的面积, 这样一来, 计算机对于其他数据库中的信息就不能及时表决了, 计算机的任务也无法正常进行。而且数据信息的传送也要通过相对复杂的过程进行, 很容易出现传递错误。所以, 若是想要快速完成大规模数据的表决, 最好是将数据转换成一些容量比较小的内容, 然后对其进行快速的表决, 也就是基于状态表决的数据库更新机制。
2 基于状态表决的数据库更新机制的结构
数据库进行状态表决时需要参考三种状态, 包括数据容量、数据型号以及数据状态。而在对计算机表决时, 不同计算机系统之间的数据容量和型号是完全相同的, 只是数据状态存在着较大的区别。进而状态表决依据的就是数据状态, 表决以后, 可能会出现不同的表决结果:计算机数据库安全, 可以使用;计算机数据库正在更新;计算机数据库存在着很多漏洞, 不能正常使用。
基于状态表决的数据库更新机制包括多个组成部分, 具体包括:保护操控的设备对象, 要求相对来说比较严苛;控制设备自动化运行;控制计算机和外界的沟通交流。
3 基于状态表决的数据库更新机制的程序
基于状态表决的数据库更新机制在更新过程中, 一共可以分成三个主要步骤, 首先, 将数据库进行更新, 数据库从原来的原始状态转变成更新状态;其次, 判断更新以后的状态能否保持下来, 若是没有保留成功, 说明更新是失败的, 就需要重复更新;最后, 更新成功, 顺利完成以后, 更新结束。
基于状态的表决要求多个计算机系统更新完成以后, 所有的计算机数据库中的数据内容以及状态都是完全相同的。数据库在更新过程中, 若是出现了问题, 很可能导致数据信息的传递发生错误或是遗漏, 想要解决这类问题, 可以采用多种方法, 但是更加有效的方法还是提前进行预防。通常情况下, 我们可以将压缩以后的状态根据具体的类别进行编码处理, 也可以将每一个状态的数据都进行严密的校对, 或是直接等到系统完全更新结束以后, 再进行全方位的检查。
操作人员向处理器发出请求的指令以后, 处理器便能接收到信息, 这时就要判断该状态下的号码和之前的编排要求是否相符。若是没有问题, 开始数据信息的更新检查, 若是号码并不符合要求, 那么这部分的数据信息就要被丢弃, 操作人员必须重新发送指令。根据上述的步骤, 对所有的数据逐步检查, 直到最后的状态就完成了整个数据库的检查, 通过代表更新完成, 没通过, 还要将所有的状态重新重置, 并参照更新流程重新更新。在这个过程中不能忽略的是, 更新之前还要另外设计一个程序, 避免由于计算机故障没有被发现并及时处理而导致的数据库不断更新运行的状态。该程序的功能具体就是指计算机数据库更新一段时间以后, 若是没有操作人员继续操作, 就显示时间超时, 并提示操作人员继续操作;若是操作人员仍然没有做出任何操作, 系统就可以自行结束更新, 若是操作人员继续操作, 则可以继续更新。从而, 计算机数据库更新系统得到了更加强而有力的保护。
4 基于状态表决的数据库更新机制的算法
在设计算法前, 首先要考虑信息传送的具体要求。信息传送过程中, 必须要保证稳定, 即信息提取必须经过验证, 只有得到授权的用户才能将需要的资料提取出来;信息传送过程中还要保证准确而且全面, 也就是说, 信息资料必须没有任何错误和遗漏完全提取出来;信息传送过程中还要不断更新, 与实际数据库的更新保持一致;最后, 信息传递过程中要保证其所属类别是准确的, 号码完全正确。
假设共有A、B、C三个计算机数据库需要更新, DB为输出状态, 若是三个系统处于同一DB状态, 就可以得到C13种组合, 若是存在2种DB状态, 就能得到C 32 C12种组合, 若是输出三种不一样的DB状态, 将会得到C 33种组合。若是利用sum表示三种输出状态的总组合数, 那么将会得到10种结果。按照安全性比较, 表决输出要选择安全性更高的结果, 其中, Sa>Sb>Sa.具体的输出状况可以参照表1:
通常情况下, 只要更新以后得到的结果是安全性相对较高的, 那么这个结果就可以看成是最终结果。计算机数据库更新过程中, 无法运行其他的程序, 只有更新结束以后, 才能正常运行。也就是说, 输出Sa、Sb或是Sc时, 计算机都属于停工状态, 只有处于Sa状态才能保证正常运行, 若是处于Sc状态, 说明系统出现了故障, 不能正常运行, 这时会转换到二取二的模式, 导出安全输出结果, 表1中的5、6、7组合就应该转入到二取二模式, 具体状况可以参照表2.
若是采用二取二的系统运行模式更新数据库, 将会出现6中DB状态组合, 输出结果如表3所示。
5 基于状态表决的数据库更新机制的不足之处
采用了这种数据库更新机制以后, 通常都会在更新结束以后显示出和实际状态一致的结果。但是, 在实际的计算机数据库运行过程中, 还是存在着数据库运行状况和显示结果并不相同的问题, 即数据库没有更新完毕, 但是却显示完成或是数据库更新结束, 但是却显示数据库更新没有完成。出现这类问题说明计算机系统出现了问题, 有时可能会影响到计算机的安全使用。这种问题通常与计算机系统运行的具体时间有关系, 系统工作运行时间越长, 基于状态表决的数据库在线更新可靠性就越低, 时间越短, 可靠性就越高。
6 结语
基于状态表决的数据库在线更新算法机制可以有效改善大规模数据库更新中的问题, 保证计算机系统运行过程中的安全稳定性, 适合进一步推广应用。日后, 应该就该算法的可靠性和有效性进行仿真测试, 继续提升其运行过程中的安全性。
摘要：目前, 数据库为了保证运行安全需要进行在线更新, 由于大量的数据要在短时间之内完成加载, 那么计算机很难直接对其表决。针对这种问题, 我们提出针对数据库的实时状态表决, 而不是对数据库直接表决, 并基于这种表决方法设计出相应的算法, 有效解决数据量过大的问题。
关键词：状态表决,数据库,在线更新
参考文献
[1]丁强, 陈祥献, 黄海.基于状态表决的安全计算机数据库更新算法[J].计算机工程, 2013 (03) :16-19.
[2]路春辉.基于状态表决的安全计算机数据库更新算法探究[J].石家庄学院学报, 2014 (03) :39-42.
[3]罗丽霞.状态表决下的计算机数据库更新算法分析[J].网络安全技术与应用, 2014 (07) :20-21.
表决算法 篇2
安全计算机在数据库更新的过程中, 因为数据库的数据量较为庞大, 所以无法对数据库数据实施直接表决, 为了确保数据的安全性, 过去人们通常会选择在安全计算机多系间各自实施更新, 然而由于这一过程中并不能够检测出各系间数据库版本的不一致问题, 部分情况下数据库校验甚至会失败。为了能够对这种情况进行应付, 因此在计算机研究过程中也就对数据库状态表决进行提出, 其不但能够对表决数据量过大问题进行有效的去除, 并且还可以实时对比多系间数据库版本情况, 以此对数据库在线更新的有效性和安全性进行保障。
1 状态表决下的数据库状态
状态表决仅仅是针对DB状态包而进行的。其中DB状态包中主要有涵盖了DB的大小、DB的版本以及DB的状态等几个方面的信息内容, 在表决中需要对这些信息全部实施表决。我们如果已知多系更新DB的更新源实际上来自于同一个, 那么这种情况下多系间DB状态包中所包含的DB的大小以及DB版本等信息属于同一的, 那么他们的表决也必定可以通过。我们如果把表决模型简化为仅仅对DB状态所实施的表决, 那么可以将DB状态划分成三种情况:第一种是状态Sa:DB为可用状态;第二种则为状态Sb, 此时的DB则是更新状态;第三种则是状态Sc, 其是在更新出错状态, 同时其DB为不可用状态。在数据库更新前DB状后DB状态应当为Sa->Sb进行切换, 而当数据库更新顺利完成后DB状态应是Sb->Sa进行切换;一旦数据库更新失败, 那么DB状态就应当为Sb->Sc切换, 必须再开始更新一次才可以把状态切换到正常状态。
2 计算机数据库更新算法
本文研究中, 选择三取二安全计算机来作为例子进行说明, 那么三系输出处于同一种DB状态时, 可以得到C31种组合。而如果三系输出存在2种不一样的DB状态时, 那么此时可以得到C32C21种组合;而如果三系输出存在3种安全不一样的DB状态时, 可以得到C33种组合。综上所述, 用sum来表示三系输出DB状态的组合数的总量, 那么应当为: C31+C32C21+ C33, 最终得出的结果为10。而就Sa、Sb以及Sc来说, 他们之间的安全性笔比较应当为:Sc>Sb>Sa。参照导向安全侧思想, 一旦其安全性高状态出现, 此状态就必须要在表决输出中进行导向。具体来说, DB状态组合方式以及相应的表决输出情况见表1。
依照普通数据来讲, 在状态表决情况下, 只要安全进行数据安全侧输出, 但是在计算机业务软件安全运行中, DB是其主要参考依据, 在DB状态更新完成前所有的业务软件都是无法顺利来运行的, 话句话来说, 就是在表决输出Sa Sb或者Sc条件下设备都是处在一种停工的情形的, 因为也只有表决输出处于Sa状态后设备才可以运行, 尤其处于Sc情况时, 提示系统发生了故障, 已经难以运行, 考虑到本文选择的三取二安全计算机能够单系故障转入二取二模式, 鉴于此当处于上表中序号5、6、7的情况下, 计算机需要选择在二取二模式下进行导向安全侧输出, 具体情况见表2。
当系统处于二取二模式下时, 假设已知二系输出属于同一种DB状态, 那么这种情况下可以得到C13种组合, 如果二系输出处于不一样的DB状态情况下可以得到C23种组合, 所以如果用sum来表示二系输出的DB组合, 应当为C13 + C23 , 计算得出为6种组合, 相应的组合方式及表决输出情况见表3.
3 数据库更新不同算法安全性对比
单纯从单系数据库来看, 在其数据库状态和数据库更新情况, 两者之间具有一定的实际对应关系, 可以将其分成四种:第一种为正常输出状态, 顺利进行数据库更新, 计算机数据库更新成功;第二种为输出状态是错误的, 同时数据库实际更新也表现失败;第三种为输出状态正常, 同时数据库更新也失败, 并且已经被导向了危险侧;第四种, 输出状态为错误, 同时数据库更新表现成功, 并且导向安全侧。研究中, 假设用α来表示单系更新出错的概率, 并且用β来表示数据库更新出错后系统导向危险侧而得到的输出概率。
在安全计算机数据库中, 有四种更新状态, 其分别是:第一种更新条件正常, 采用状态0对其表示;第二种为一系更新出错而转化到二取二模式之下, 用状态1来进行表示;第三种为更新出错, 系统导向安全, 可以用状态S来进行表示;第四种更新中出现错误, 导向安全没有出现, 其表示则采用状态F。我们如果假设系统下一刻的状态仅仅有它上一刻的状态来决定的, 那么具体的状态转换情况可以参见图1。
符号意义上, i、j、k、m、n等几个符号分别代表了相应状态间进行转换的概率。其中i表示的是0到S之间进行转换的概率, 公式为:
用下列公式表示转移概率矩阵:
所得到的概率密度矩阵应当表示如下:
综上我们可以得出状态概率的公式应当为:
我们如果设tP) (0与P) 0 (1之和为1, 同时Ps) 0 ( 、 ) 0 (FP的值均是0, 那么可以得到如下公式:
用s (t) 来表示系统的安全性, 公式为:
依照故障树, 则可以对三取二安全计算机的故障率进行有效的计算, 最终结果显示其达到3.325 57×10-6, 因此在其概率计算中第三种和第四种一致, 所以可以得到第三种发生概率大小应当为1.662 785×10-6。假设处理器得以正常运行, 那么借助故障分析可以得到通信平台的故障率大小应当为2.12535×10-9,
据此可以 得出第二 种更新故 障概率大 小为 (1-3.32557-10?6) -2.12535-10-9。α为第二、三及四种概率之和, 可以计算得出其值大小为3.327695×10-6, 而β的值则为1.662785×10-6与α的比值, 计算得出为0.49968.最后把α和β代入到 (1) - (5) 式, 然后在将 (1) - (5) 代入到 (12) - (14) 可以得到,
4 结语
综上所述, 本文主要针对状态表决情况下的数据库更新算法进行了分析, 并对马尔科夫模型进行了构建, 在其研究结果中对其算法的安全性进行了有力的证实, 其能够对计算机数据库更新安全进行有效保障, 适宜推广应用。
摘要：随着计算机技术应用范围的逐渐广泛, 其存在的安全问题也越来越受到人们的关注, 更新算法, 能够进一步对计算机安全性进行提高。本文着重研究计算机数据库在状态表决下的更新算法。
关键词：计算机数据库,状态表决,更新算法
参考文献
[1]Chen Liming, Avizienis A.N-version Programming:AFault Tolerance Approach to Reliability of SoftwareOperation[C]//Proc.of the 8th Annual International Symposium on Fault Tolerant Computing.New York, USA, 1978.
[2]杨毅, 黄海, 陈祥献.三取二表决模型的可靠性与安全性分析[J].安全计算机, 2012 (14) :154-155.
论我国表决权信托制度 篇3
表决权信托, 是指一个股东或数个股东根据协议将其持有股份的法律上权利, 主要是股份上的表决权, 转让给一个或多个受托人, 后者为实现一定的合法目的而在协议约定或法律确定的期限内持有该股份并行使其表决权的一种信托。将其表决权转让出去的股东称为委托股东, 受让表决权的主体为表决权信托受托人, 委托股东与受托人达成的契约称为表决权信托契约, 委托股东从受托人处取得载有信托条款和期限等证明其权利的法律文件为表决权信托证书。委托人持有并可自由转让表决权信托证书。
二、表决权信托制度的功能
第一, 保护中小股东的利益
“资本多数决”是公司表决制度的一个基本原则。由于大股东具有资本优势, 其所享有的表决权越多, 意志也就总处于支配地位, 大股东为了自己的利益, 有可能会损害到公司的利益和中小股东的利益。有研究表明, “全球大企业中最重要的代理问题已经转为如何限制控股股东剥削小股东利益的问题。在世界上大多数大企业中主要的代理问题是控股股东掠夺小股东而不是职业经理侵害外部股东利益。”即大股东通常利用对企业的控制权掌控损害公司利益而牟取私利。[1]对于众多的中小股东而言, 单个股东股份拥有的数额甚微, 个人行使股权的力量分散, 多数中小股东缺乏参加与管理公司事务的积极性, 往往存在“搭便车”的心理, 这种理性冷漠使得股东会会议流于形式, 加大了董事会的代理成本。表决权信托机制能有效地将分散的、对控制权不感兴趣的、无长期投资意识和管理意识的小股东集中起来, 使中小股东从“用脚投票”转变到“用手投票”。
第二, 有利于公司的稳定与持续。
公司成立之初, 发起人为了实现控制公司经营管理的目的, 可以通过设立表决权信托获得表决权信托证书, 从而对外签发转让表决权信托证书, 证书持有人只能凭借证书获得股息红利等财产性权益, 但是却无权行使表决权, 这样, 发起人一方面可以达到融资的目的, 另一方面又可以以最少的资本掌握公司的控制权, 实现设立的目的。当公司由于各种原因需要增发新股来筹集资金时, 股东为了保有控制权和维持公司的稳定, 可以不必直接发行股份以导致股权结构的变动, 通过发行表决权信托证书, 以保障公司持续稳定的发展。
三、表决权信托制度的局限
表决权信托在集中表决权对抗大股东、维护中小股东的权益和优化公司治理方面有不可比拟的优越性, 但是任何事物都是有两面性的, 表决权信托也有一定的局限性。
第一, 容易导致垄断
表决权信托是通过集中分散的股份来争夺控制权, 表决权信托的滥用会使之成为垄断的一种手段、排挤市场竞争。因为表决权信托通过集中多数公司的管理支配权, 通过公司间的企业联合, 形成市场垄断状态和垄断力的滥用, 影响正常的交易关系、限制了公正竞争, 对社会经济带有弊端。
第二, 原有股东的许多权能被限制
一旦信托关系成立后, 原股东与公司没有直接的法律关系, 对公司之簿册无权检查, 对于公司的经营管理也无权过问。虽然原股东可凭表决权信托证书持有人的身份检查受托人的簿册与名单, 但对于公司而言, 原股东只能依赖受托人来保障其利益, 但是受托人的行为缺乏相应的披露制度做保障, 所以实践中出现原股东权能被限制的情形。
第三, 损害公司和其它股东利益
表决权集中在受托人手中, 受托人可以控制公司董事会, 影响公司的经营决策。所以当受托人不遵守诚信义务, 把表决权信托当成争夺公司控制权的工具时, 会严重影响公司的治理机构和损害其它股东的利益。公司可能由集中掌握一定数额股份的董事和经理人所控制, 容易导致公司治理结构的扭曲和受托人滥用权限损害其他股东的权益。
四、我国表决权信托制度的完善
表决权信托作为一项在优化公司治理结构、提高公司运作效率、保护中小股东权益等方面非常重要的制度, 应该由法律做出明文规定, 才会防止表决权信托在实务操作存在被误用、滥用的可能性, 才会解决司法界对表决权信托的界定和裁判存在标准不统一的问题。
第一, 应明确表决权信托的客体
我国《信托法》对信托的客体规定为财产, 并引起学术界对表决权信托客体是股份还是表决权的争议。有的学者认为“股东表决权作为财产权利中的一个重要内容, 可以作为信托财产设立信托。”[2]有学者认为“我国信托法只规定了财产性权利可以作为信托财产, 而信托成立必须有明确的信托财产, 表决权显然不是财产性权利, 因此, 目前我国还是难以成立表决权信托。”[3]还有学者在提出我国表决权信托的完善建议时, 把现行《信托法》中的信托标的从财产和财产权利扩大到表决权。[4]所以若不对表决权信托的标的进行界定, 必然会导致委托人和受托人为行使各自的权利发生纠纷时, 难以明确各自的权利范围。笔者认为表决权信托的客体是表决权而非股份。由于表决权是否是财产权的问题目前争议较大且一时无法在理论界达成统一, 所以一个过渡性的迂回的方法是在《信托法》中把信托标的从财产和财产权利扩大到表决权, 在《信托投资公司管理办法》中将信托投资公司的经营范围扩大到表决权信托。
第二, 表决权信托的目的必须合法
正如前文所述, 表决权信托制度也有其弊端, 如会成为垄断或侵害公司股东利益的工具, 所以必须对表决权信托的目的作出规定。表决权信托目的应成为表决权信托合同的重要条款, 信托目的不合法则信托合同也无效。目的合法是指当事人成立表决权信托的目的是以合法的方式实现有利于公司和全体股东利益而不是仅仅为了个人利益而侵害公司和其它股东利益, 是符合公司的方针、政策的。建议是只要表决权信托目的符合强行法规定与公共政策, 符合法定成立条件就是目的合法, 相反, 若违背公司法的规定与公共政策以及公序良俗等就是目的不合法。当表决权信托的目的处于模糊状态时, 则由法官来自由裁量目的是否合法。
第三, 表决权信托应采用书面形式
对于表决权信托, 必须采取书面形式。因为表决权信托的标的是表决权, 内容比较复杂, 涉及到表决权与原股权与受益权的关系, 所以表决权信托比一般的财产信托、权利信托更为复杂, 要求有确定性。并且委托人与受托人签订表决权信托合同时往往是股东单方面转让表决权, 并不要求受托人支付对价, 如果没有事前约定, 受托人执行信托合同实现信托义务是单务的和无偿的, 所以当事人应以审慎的态度签订书面合同明确双方当事人的权利义务。另外, 表决权信托的期限一般比较长, 而现代社会经济情况变化很大, 通常会超出当事人预测的范围, 而以书面形式确定当事人之间的权利义务可以稳定三方之间的法律关系, 避免不必要的纠纷。当表决权信托运行过程中出现纠纷, 需要被强制履行, 或者是纠纷后需要举证时, 书面形式会为其提供便利。
第四, 明确表决权信托的存续期间
按照目前我国《信托法》的规定, “信托的存续期间”并不是信托合同中必须记载的事项。但对表决权信托而言, 有可能会出现永久性的信托, 而表决权信托无期限地存续下去, 直到公司不再存在, 会导致股东收不回表决权的可能性, 这也不利于公司长远发展的。并且财产长期地处于信托的状态之下, 显然会妨碍其流通性, 进而影响到公司和社会经济效率。所以我国表决权信托立法应该借鉴成熟国家的做法, 规定表决权信托的有效期限不得超过10年。如果协议规定的期限超过10年, 根据促进交易的原则, 不能判断整个协议无效, 只是超过的部分无效。如果有效期限届满, 当事人依旧想保持表决权信托关系的话, 在合同期限届满的最后一年内可以协议延长, 不过续订期限还是不能够超过10年。
第五, 表决权信托应登记和公示
信托财产具有独立性, 一旦信托法律关系成立, 信托财产则独立于委托人、受托人和受益人各自的财产, 信托关系的效力对第三人利益的影响很大, 所以为保护债权人及其他第三人的利益, 必须以一定的方式予以公开, 并能够体现表决权变动进程的方式。因此表决权信托必须进行公示与登记, 为表决权信托法律关系的建立及变动提供具有普遍公信力的信息, 为交易安全提供保障。对信托规定登记的国家或地区中, 都采用的是登记对抗主义。我国正处于表决权信托快速发展的阶段, 登记生效主义会阻碍信托交易的快速发展, 所以我国法律应对表决权信托更正为登记对抗主义。表决权信托需要专门的信托登记管理办法, 所以我国法律应对表决权信托的登记主体、登记程序、登记负责机构以及其它有关登记公示的问题做出明确的规定。
摘要：表决权信托是股东根据信托合同, 在一定的期间内以不能撤回的方式, 将具有表决权的股份转让给受托人, 由受托人为实现公司的控制权或一定的合法目的而集中行使表决权。本文通过介绍表决权信托的概念、功能和局限性, 阐述了如何完善表决权信托相关的法律制度。
关键词：表决权,信托,表决权信托
参考文献
[1]胡智强, 《论表决权信托—以小股东利益为背景展开的研究》[J], 《现代法学》, 2006年第4期, 第71页。
[2]刘俊海著:《股份有限公司股东权的保护》[M], 法律出版社2004年1月版, 第266页。
[3]喻永会、姬明镜著:《论表决权信托在上市公司资产重组中的应用》[J], 载《中国律师》2005年第8期。
多核心表决式控制系统的研究 篇4
随着各种微处理器的快速发展, 其在工业控制领域的应用越来越广泛, 上至人造卫星, 下至工厂流水线, 都离不开微处理器。所以, 微处理器或微处理器系统的质量决定了工业控制系统的质量。考察一个控制系统是否合格的主要指标是其快速性、准确性及稳定性, 其中稳定性, 又称可靠性, 是整个控制系统正常工作的基础。具有高稳定性的系统能够在恶劣的环境下正常工作, 有很强的适应能力, 对于环境未知的探测工程以及工厂中一些高温高压环境下的生产控制具有很高的实用价值。同时, 工业生产对每一个系统的稳定性也有一个基本的要求, 达不到稳定要求的系统显然是没法使用的。而这个稳定性很大程度上就取决于微处理器的正常工作[1]。
但是, 微处理器中又存在程序跑飞 (俗称死机) 和芯片老化等等不安全的因素, 其中程序跑飞是最难预测到的因素, 目前认为主要与程序员所写代码的质量和芯片工作环境有关, 但由于这两者都不容易控制, 一般认为微处理器程序跑飞是一个随机事件。但是对于一般的控制系统, 主控制器是整个控制系统的核心, 而主控制器往往是由单一的微处理器及周边器件构成。一旦微处理器程序跑飞, 就意味着整个系统的崩溃, 在工厂流水线上就意味着生产停滞, 在一些重要的项目中, 比如太空探测、人造卫星等等则意味着整个项目的失败。所以解决微处理器程序跑飞至关重要[2]。
1 增加微处理器稳定性常用的方法及其局限性
由于微处理器稳定性的重要性, 人们在很早之前就开始研究增加微处理器稳定性的办法。
1.1 工作环境改良
最初, 人们用来增加微处理器稳定性的方法是改良工作环境, 这里的工作环境主要指芯片工作的温度、湿度、静电环境、电源质量等等。目前常用的方法有为CPU增加散热风扇、增加静电屏蔽外壳、研究高质量供电电源等。直接改良工作环境的方法对于增加芯片的稳定性效果是相当明显的。不过, 对于很多控制领域, 如冶炼控制或者太空工业来说, 对于工作环境的控制技术非常有限。同时, 环境控制并不能解决微处理器由于代码错误或者老化以及一些其他不稳定因素造成的程序跑飞, 增加稳定性的能力相当有限[3,4]。
1.2 硬件复位
硬件复位又称看门狗计时器, 是现在增加微处理器稳定性的主要手段, 它属于一种补救手段。硬件复位的工作原理就是让微处理器不断对一个内置或外置的定时器发送清零信号, 俗称喂狗, 使得计数器的累加值不超过一个设定好的最大值。当微处理器程序跑飞后, 便不能继续发送清零信号, 当计数器累加值超过最大值的时候, 看门狗计数器对微处理器发出复位信号, 同时清零计数器, 使微处理器程序回到初始值重新执行。其在程序发生错误但微处理器尚未损坏时具有很好的补救效果, 具有很强的实用性。但是其局限性也是很明显的, 程序必定会从初始值开始执行, 这很可能会造成机械部件的误操作或者电路信号的紊乱, 造成很多不可预计的损失甚至是安全事故[3,5,6]。
1.3 软硬件结合复位
软硬件结合复位是最新出现的补救手段, 从本质上来说和硬件复位没有区别。其主要是通过后备寄存器对芯片的工作状态进行保存, 在硬件复位后执行一段工作状态恢复程序, 使微处理器恢复到死机前的工作状态, 而不是从头开始执行[4]。但是这种复位方法对于芯片复位后的初态造成的误动作还有芯片处于死机状态时的误动作没有效果, 同时回到芯片跑飞前的工作状态也有可能造成二次跑飞, 使系统陷入死循环而无法工作。
1.4 小结
复位的方法主要属于一种补救手段, 对于芯片损坏、更换、升级等造成系统停止运行的情况均没有任何效果。而且由于微处理器从死机状态恢复需要时间, 不论使用什么方法, 都不可能使系统在持续运行的状态下完成微处理器的重启或更换。要进一步提高这些状态下系统的稳定性, 则必须引入多核心系统。
2 多核心控制系统
2.1 一种多核心控制系统的定义
为了使控制系统能够在各种情况下, 甚至是部分芯片损坏的情况下正常工作, 现在提出一种多核心的控制系统的定义:控制系统由多个相对独立的微处理器组成, 每个处理器均可以单独完成处理任务, 系统的最终输出结果只有1个且决定于各个单独的微处理器的处理结果。多核心系统有很多实现方式, 本文主要介绍一种基于表决机制的多核心系统的构想并分析。
2.2 多核心表决式控制系统
多核心表决式控制系统, 下简称表决式系统, 由微处理器、表决器、输入信号线、输出信号线和反馈信号线构成, 如图1。
该表决式系统属于一种并行式处理系统, 信号由多条输入信号线输入到每台微处理器, 每台微处理器单独对输入信号进行处理, 并且把处理结果通过输出信号线传送给表决器, 表决器一般由不会发生程序跑飞的逻辑电路构成, 实现简单的表决逻辑, 然后输出结果。反馈信号线主要用来为迟到机制服务。
2.3 迟到机制
迟到机制是多核心表决式控制系统的精髓, 是它与传统控制系统架构的重要区别之一。它的作用在于协调整个多核心系统的工作, 使每块独立的微处理器都工作在同一个步骤甚至是指令上。它的主要工作流程如图2。
迟到机制的实现是由每块单独的微处理器实现的, 微处理器在执行了一个步骤后, 进行短延时, 等待别的微处理器给出结果和表决器进行结果的最终决断。然后通过反馈信号线获取当前表决器决定的最终结果, 并与自己的结果进行比较, 若相同, 则等待执行完成后执行下一步。当与自己结果不同的时候, 则无条件服从最终结果, 调整计数器至最终结果下一步骤, 并且等待表决结果, 一旦到达步骤m+1则跟随执行一个步骤, 并在步骤m+2脱离迟到状态。
迟到机制是仿照人们开会时的特征设计出的协调机制, 表决器遵照少数服从多数的方式决定最终结果, 与最终结果不同的一律认为是迟到者, 不论是刚刚死机而被复位了的芯片, 还是因为其他因素使得计算出现了偏差的芯片, 全部都调整到最终结果的下一个状态, 并在下一个状态进行跟随执行, 如果执行结果无误, 则在再下一个步骤到达正常执行状态, 重新与其他芯片一起参与表决。
2.4 表决式系统分析
2.4.1 稳定性分析
迟到机制的加入大大加强了表决式系统的生存能力, 在没有迟到机制以前, 一个2n+1表决式系统中只要有n+1块微处理器发生错误则系统崩溃, 稳定裕度为, 由式可知无论n为多大, 稳定裕度均不可能超过50%。而加入了迟到机制后, 只有在迟到时间T, 也就是2个步骤周期内同时有n+1块微处理器发生错误, 不然系统仍然能恢复到正常运行状态, 而且整个过程中系统仍然是在正常执行的, 并没有必要系统恢复时间。
如图3~5所示, 比较上述三种系统发生错误的时候的时序图, 可以发现没有迟到机制的多核心系统运行时间比单核心系统是要长一点, 但是由于一个产品中的芯片很可能来自于同一批, 当其中一块发生错误的时候, 另外一块发生错误的概率也大大提高。考虑到多核心系统复杂度与成本的急剧上升, 多核心系统的确不如单核心系统。
但是加入迟到机制后, 多核心系统的优势马上就得到了体现, 由于芯片从错误状态恢复到正常状态的时间比较短, 而且由于芯片的生产工艺等等的差别, 很少出现两块芯片同时死机的情况, 这样就使得多核心系统能够正常运行很长一段时间, 由图5可知, 虽然微处理器2、3先后发生了错误, 但是整个控制系统都能够继续运行, 这都得益于迟到机制, 实现系统稳定性质的飞跃。
2.4.2 表决器设计
对于表决式系统来说, 表决器是整个系统的协调中心, 是由可靠性极高的逻辑电路构成的, 下面就设计一种少数服从多数逻辑的表决逻辑电路, 先列出逻辑真值表。
由真值表画出卡诺图, 化简得逻辑表达式Y=AB+BC+CA, 由于一般与非门的实现比较方便稳定性也较高, 化成纯与非门逻辑则实现一位3线表决式逻辑需要3个两位与非门和1个三位与非门, 如图6所示。
仿真时序符合要求, 表决器能够完成表决功能, 如图7所示。
2.4.3 复杂度分析
假设1个n位与非门复杂度相当于n-1个两位与非门。
则实现一个n线表决式逻辑需要:
则总共需要与非门数为:
设n=2k-1,
则有:
可知复杂度主项ε∝kk。
虽然表决式系统核心数越多则稳定性越高, 但是核心数增加将造成表决器复杂度的剧烈上升, 制造成本大大增加。同时由于对与非门集成度的需求快速增加, 难以实现稳定有效的表决器, 系统的稳定性反而开始下降。因此使用文章所述表决式逻辑形成的多核心系统的核心总数将受到一定限制。
3 表决式系统的应用价值
3.1 稳定性高、恢复能力强
这点已经在前文中说明了, 此处列举只是为了逻辑完整。
3.2 可以在不暂停的情况下进行检修、更换、升级
当使用时间快到达芯片寿命时, 则需要对微处理器进行更换或者升级。而且日常的检修也是必要的, 但是对于一些特殊的行业来说, 控制系统是不允许暂停的[1], 而表决式多核心控制系统提供了这种可能。
如图所示, 在整个更换过程中, 由于被暂停的工作的芯片只有一片, 系统正常工作的6块芯片通过表决后将使系统继续工作在一个正常状态上, 直至最后7块芯片全部都不是原来的芯片了, 系统还是不需要暂停工作。在表决式系统中, 工作状态在多块芯片之间传递和转移, 而不存在于任何一块芯片之内, 使得系统可以在部分被更换或者是被损毁的状态下正常运行。
4 结语
在传统方法对于控制系统稳定性提升能力有限的情况下, 本文创新地提出了一种具有极高稳定性的新型控制系统架构, 采用多片微处理器替代传统的单主控制器结构, 实现了稳定性质的飞跃, 突破当前稳定性提升的瓶颈。文章说明了这种系统的优势与不足, 并且说明了迟到机制对于多核心系统的重要作用, 对于进一步设计生产这种架构的处理系统具有一定的参考价值。
摘要：在分析了传统方法提升稳定性的局限性后, 提出了一种新型的基于表决式逻辑的多核心控制系统, 使用多块微处理器协调工作代替传统单主控制器的控制架构, 并分析了其与传统的单核心控制系统在稳定性上的巨大差异及其原因。还提出了一种表决式逻辑的实现方法, 并对其复杂度进行了分析, 说明了这种并行处理的多核心系统核心数受到限制的原因。同时说明了迟到机制对于完整发挥多核心系统潜能的重要作用, 对进一步开发多核心控制系统具有一定的参考价值。
关键词：稳定性,微处理器,系统架构,多核心,表决式逻辑
参考文献
[1]胥布工.自动控制原理[M].北京:电子工业出版社, 2011.
[2]李建中.单片机原理及入门应用[M].西安:西安电子科技大学出版社, 2003.
[3]张凤赐, 冯晓臣, 张平.消除单片机异常复位及程序跑飞影响的措施[J].沈阳大学学报, 2002 (4) :77-78.
[4]梁伟, 郭芳瑞.微处理器程序跑飞的精确恢复[J].单片机与嵌入式系统应用, 2007 (7) :68-72.
[5]孔萌.微机系统程序跑飞的快速诊断及处理方法[J].长春理工大学学报, 2006 (3) :11-14.