Метод динамического контроля автоматов и устройство, его реализующее

Настоящее изобретение относится к области вычислительной техники и дискретной автоматики и может быть использовано при построении подсистем управления с повышенным уровнем безопасности за счет динамического контроля каждого такта выдачи команд управления сложными техническими системами или технологическими процессами.

Контроль автоматов управления может производиться в двух режимах при проверке:

- правильности реакции на изменение входных условий по тестам до начала работы автомата [1-3];

- правильности выдачи команд управления в процессе работы автомата (динамический контроль) [4-6].

В настоящей заявке на изобретение предлагается способ динамического контроля.

Известны несколько способов динамического контроля автоматов управления, из которых наиболее распространенными являются два:

1. Различные варианты дублирования основной комбинационной схемы, реализующей функции переходов от настоящего a(t) к последующему состоянию a(t+1) автомата со сравнением результата основной и дублирующей схем [4-6];

2. Использование специальных кодов (коды Хэмминга, коды с фиксированным числом единиц, код Бергера, и др. [1-5]).

Простым и эффективным (из класса кодов с фиксированным числом единиц) является способ на основе двоичного геометрического кода [7].

Вышеназванные способы применялись для контроля автоматов Мили и Мура, в которых код нового состояния a(t+1)-y₁y₂…y_m вычисляется по коду предыдущего состояния a(t)-x₁x₂…x_m и полной конкатенации логических условий α₀α₁α₂…α_q [8-11].

Известны автоматы нового типа [11-13], в которых код a(t+1) вычисляется по формуле:

a(t+1)=F₁(α_jx₁x₂…x_m), j=F₃(y₁y₂…y_m), A(t+1)=F₂(y₁, y₂, …, y_n)

Далее при описании используются следующие сокращения:

ОУ - операционное устройство (объект управления), М - мультиплексор, DC - дешифратор, Сч (или Ст) - счетчик, Рг - регистр памяти, СЛ - схема сложения по mod2, CP - схема сравнения, ПР - схема принятия решений, БС - блок синхронизации, F_i комбинационные схемы (I=1, 2, …5), ГСА - граф-схема алгоритма управления, ПЗУ - постоянное запоминающее устройство с электрическим или ультрафиолетовым стиранием информации, УА - управляющий автомат (автомат управления), СУА - самоконтролируемый управляющий автомат, ПЛМ - программируемая логическая матрица, ПЛИС - программируемая логическая интегральная схема, mod2 - операция сложения по модулю два. Для сокращения в тексте УА называется просто автоматом.

В автоматах нового типа вводится мультиплексор для выбора на каждом такте работы единственного α_j из всего множества входных логических условий (переменных) α₀α₁α₂…α_q. по коду состояния a(t). Такое решение обеспечивает снижение затрат оборудования для реализации основной комбинационной схемы F₁ в Q=V/W=2^q-1 раз. Здесь V=m2^m+q - объем ПЗУ комбинационной схемы переходов автомата Мура; W=m2^m+1 - объем этой же схемы в автоматах нового типа при реализации УА для одного и того же алгоритма управления сложной технической системой. Несмотря на снижение объема основной комбинационной схемы F₁ и наличие оборудования на реализацию мультиплексора (М), комбинационной схемы F₂, а также схемы F₃ для вычисления адреса α_j∈{α} по коду a(t+1) даже для УА средней сложности (m=5, q=12) требуются специальные меры для обеспечения контроля правильности функционирования.

Известны несколько способов контроля и конструкции самоконтролируемых автоматов, например, представленные в патентах: №63588 БИ №15, 2007; №2475816 БИ №5, 2013; №2502121 БИ №17, 2013. Недостатком этих решений является отсутствие динамического контроля работы автомата.

Наиболее близким к предлагаемому изобретению является способ, используемый в управляющем автомате (по патенту №2475816 G06F 9/00 (2006.01). Обеспечение контроля в прототипе потребовало удвоения затрат на основную схему формирования кодов переходов F₁. Способ контроля, использованный в прототипе, сводится к следующему:

1. Кроме основной схемы F₁ вводится дублирующая схема в виде двух полусхем с половинной разрядностью.

2. Код состояния a(t) разделяется пополам.

3. К каждой половинной части добавляются два дополнительных разряда:

- один - это α_j, которое выбирается по коду a(t+1);

- второй разряд доопределяется так, чтобы по группе младших разрядов кодов a(t) с учетом двух дополнительных разрядов можно было правильно определить соответствующие младшие разряды выходного кода состояния a(t+1). Точно также доопределяются и старшие разряды состояния a(t).

Прототип содержит основную F₁ и дублирующую схему в виде двух полусхем (F₁¹, F₁²), причем в дублирующей схеме итоговый код a(t+1) вычисляется по частям кода a(t) разрядностью m/2+2 для каждой полусхемы.

Недостатками прототипа являются относительно большие затраты оборудования на реализацию схем F₁¹, F₁², сложность реализации блоков контроля и принятия решений, а также сложность процедуры вычисления выходного кода.

С целью устранения недостатков предлагается новый способ контроля.

Существо способа поясним на основе граф-схемы алгоритма (ГСА), как наиболее распространенной и самой наглядной из известных операторных схем алгоритмов [13]. Например, на фиг. 1 представлен алгоритм управления устройством криптографической защиты информации [19]. Преобразования ГСА, не нарушающие ни причинно-следственный порядок операторов действия A₁A₂…A_k, ни их логической взаимосвязи в соответствии со всем комплексом (множеством {α}) входных логических условий α₀α₁…α_q, сводятся к следующему:

1) если в ГСА имеется непосредственный переход по нулевому или единичному выходу некоторого α_i к другому α_j без промежуточного оператора действия A₁∈{А}, то между α_i и α_j вставляется пустой оператор А_р, не производящий действий из множества {А} операторов, заданных изначально.

2) пустой оператор А_р ставится также перед любым логическим условием α₁∈{α}, если к нему передается управление от нескольких других операторов. Эти преобразования ГСА использовались ранее в патенте автора [12] и в прототипе [14] для снижения затрат оборудования в Q раз по сравнению с классическим автоматом Мура. Преобразования по пункту 1 и 2 позволяют использовать структурную организацию автомата по патенту [12] для организации в нем режима динамического контроля, которые также использовались автором в патенте [14].

В отличие от ранее использованного способа, кроме пунктов 1, 2, вводятся следующие дополнительные модификации ГСА и графа переходов автомата:

3) За счет введения пустых операторов ГСА приводится к такому виду, в котором к любому оператору {А} управление передается только от одного или двух (не более) операторов.

4) В ГСА выделяется непрерывный (самый длинный) путь от начальной вершины к конечной, в котором все A_i∈{А} нумеруются по порядку по мере следования и им присваиваются коды из таблиц Грея (табл. 1 Коды Грея). Выделяются также последовательности операторов с числом операторов действия не менее трех, которые называются условно длинными путями.

5) Если переход на непрерывном пути от A_i к A_j осуществляется по условию то заменяется на

6) Все остальные операторы вне отмеченных длинных путей также нумеруются после операторов A_j∈{А} отмеченных длинных путей.

7) По ГСА определяется граф переходов автомата, в котором каждому оператору A_i∈{А} сопоставляется вершина графа, соответствующая состоянию автомата.

8) Анализируется граф переходов и при наличии петель (переход к тому же самому состоянию a_i∈{а}) вводится «пустое» состояние перед состоянием с петлей.

9) Все состояния на непрерывном (длинном пути) в графе переходов последовательно кодируются кодом Грея (табл. 1).

10) Для двух соседних состояний a_i(t) и a_j(t+1) вне длинного пути выбираются такие коды из таблицы кодов Грея, чтобы в р младших разрядах коды состояний a_i(t) и a_j(t+1) при сложении по mod2 давали в сумме одну единицу (не ноль и не две единицы). Т.е. a_i(t) ⊕ a_j(t+1)=1. Разделение на младших x₁…x_p и старших x_p+1…x_m производится либо точно по m/2, если m четно, но возможно и с перекрытием в h разрядов, если m не четное (табл. 2).

11) Если же такое условие невыполнимо при существующих номерах состояний по пунктам 4-6, то между a_i(t) и a_i+1(t+1) вставляется пустая вершина с таким номером, чтобы в коде Грея выполнялись условия:

a_i(t) ⊕a_i+1(t+1)=1 a_i+1(t+1) ⊕a_i+2(t+2)=1, где a_i+1(t+1) - номер вставляемой вершины.

12) Число путей с последовательно изменяемыми номерами (условно длинные пути) может быть несколько. Поэтому несколько участков графа переходов модифицируются по правилам 4-11.

13) Для двух любых a_i(t) и a_j(t+1) вне длинного пути возможны две ситуации:

а) a_i(t) ⊕ a_j(t+1)=1 для полных кодов x₁x₂…x_m и y₁y₂…y_m;

б) только для р младших разрядов кодов a(t) и a(t+1) выполняется условие x₁x₂…x_p ⊕ y₁y₂…y_p=1.

14) Со старшими (S) разрядами кодов a_i(t) и a_j(t+1), относящихся к пункту 13б, производятся следующие преобразования:

- составляется таблица соответствия x_mx_m-1…x_p→y_my_m-1…y_p. Количество старших разрядов S не обязательно равно (m-р), т.к. для нечетных значений m «пограничные» разряды могут входить как в группу младших, так и в группу старших разрядов. Выбор значений m, Р, S, h поясняется табл. 2. Распределение младших (Р) и старших (S) разрядов при разных (m) приведено в табл. 2, где h - количество перекрываемых разрядов.

- к коду x_mx_m-1…x_p дописывается один разряд справа (х₀), т.е. разряд, предшествующий коду x_mx_m-1…x_p. Тогда получим код с неопределенным значением разряда :

- к коду y_my_m-1…y_p добавляется последующий старший разряд слева y_m+1. Тогда получим код с неопределенным значением разряда

15) Доопределяется значение х₀ и y_m+1 в каждой строке таблицы соответствия так, чтобы сумма их кодов по mod 2 тоже давала «1», т.е. x_mx_m-1…x_rx₀ ⊕ y_m+1y_my_m+1…y_p=1.

16) После всех приведенных изменений ГСА и графа переходов как по известным (1, 2) пунктам, так и по новым (3-15) производится проверка правильности формирования выходного кода y_my_m-1…y₁ по коду x_mx_m-1…x₁ и значению α_j∈{α}.

Рассмотрим реализацию предложенного способа контроля на основе ГСА (фиг. 1) из патента [19]. Модифицированная ГСА по предложенному способу представлена на фиг. 2, а граф переходов на фиг. 3. После соответствующих замен номеров состояний получен граф, фиг. 4. На графе переходов, фиг. 4, рядом с некоторыми вершинами указаны их коды в трех младших разрядах (р=3), причем коды этих трех разрядов совпадают с другими кодами: 2 - 13, 5 - 10, 6 - 9, 7 - 8. Различие полных кодов состояний определится значением старших разрядов. Специфика данной ГСА в том, что имеется возврат по к тому же состоянию. Следовательно, в графе переходов возникла необходимость введения пустой вершины 15 для устранения петли. Кроме того, произведена замена α₄ на Для соблюдения условий получения сумм по модулю два для младших разрядов вне длинного пути ряду вершин присвоены другие номера (фиг. 3 и 4). По предложенному способу номера вершин выбраны по таблице кодов Грея (табл. 1). Переходы вне счетчика выбраны таким образом, чтобы при суммировании по mod2 трех (или четырех) разрядов кодов a(t) и a(t+1) в результате был получен код с одной единицей в одном из трех (четырех) разрядов суммы. В табл. 3 представлены переходы вне счетчика.

По фиг. 4 вводится признак (γ) как необходимость (+1) к содержимому счетчика.

В табл. 4 номера логических условий представлены через соответствие номерам состояний.

Предлагаемый способ эффективен для любых значений m. При m≥7 значение р=4, поэтому для старших разрядов (S) потребуется два дополнительных разряда y_m+1, y_m+2. Однако варианты с m≥7 практически очень редко используются. Для m≥7 чаще всего СУА разделяются на 2 или 3 автомата (декомпозируются), для каждого из которых m≤6 [9].

Выпишем из табл. 3 переходы a(t)→a(t+1) и соответствующие им коды N(t)→N(t+1). При р=3 определим значения двух разрядов:

- в N(t) разряда х₀,

- для двух старших разрядов N(t+1) доопределяется значение y_m+1. В табл. 5 значения этих доопределяемых разрядов в соответствующих строках указаны выше записи самих кодов N(t) и N(t+1).

Анализ полученных полных кодов (с учетом значений х₀ и y_m+1) дает возможность убедиться в том, что условие равенства сумм по mod2 как для группы старших, так и для группы младших разрядов выполняется, т.е. предлагаемый способ контроля действительно эффективен.

Новый способ по сравнению с известными способами динамического контроля позволяет построить самоконтролируемый автомат с минимальными затратами оборудования на осуществление контроля и принятия решений.

Как в способе прототипа, так и в предлагаемом способе контроля, используется процедура разделения разрядов кодов a(t) и a(t+1) пополам. В прототипе, как к младшим, так и к старшим разрядам добавляется по два дополнительных разряда для вычисления параллельного кода y₁y₂…y_m специальными комбинационными схемами разрядностью m/2+2. Кроме того, используется вариант реализации автомата с дублированием схемы F₁(4), но при другом дублирующем способе вычисления кода y₁y₂…y_m, чем в классических схемах с дублированием.

Предлагаемый способ контроля является новым, т.к. он не известен в других изобретениях, патентах и технической литературе.

Предлагаемый самоконтролируемый автомат, реализованный по предложенному способу динамического контроля по снижению затрат оборудования и быстродействию, превосходит прототип, а следовательно, при той же степени самоконтролируемости способен обеспечить более надежную работу в экстремальных условиях.

Литература

1. Щербаков Н.С. Достоверность работы цифровых устройств, М.: Машиностроение, 1989. - 224 с.

2. Согомонян Е.С., Слабаков Е.В. Самопроверяемые устройства и отказоустойчивые системы. М.: Радио и связь, 1989. - 208 с.

3. Проектирование тестируемых и самотестируемых матричных БИС / в кн. Файзураева Е.Н., Шатурина И.И., Карамзинского А.П. и др. Быстродействующие матричные БИС и СБИС. М.: Радио и связь, 1989. - С. 250-254.

4. Сапожников В.В., Сапожников Вл.В. Основы технической диагностики. М.: Маршрут. 2004. - 318 с.

5. Труды по теории синтеза и диагноза конечных автоматов и релейных устройств / под ред. В.В. Сапожникова и Вл.В. Сапожникова. СПб.: Элмор, 2009. - 894 с.

6. Сапожников В.В., Сапожников Вл.В. Гессель М. Самодвойственные дискретные устройства. СПб.: Энергоатом издат, 2001. - 331 с.

7. Мухопад А.Ю., Бадмаева Т.С., Мухопад Ю.Ф. Самоконтролируемый автомат управления // Патент РФ №63588. 2007. БИ №15, G11C 11/00 (2006.01).

8. Карпов Ю.Г. Теория автоматов. - СПб.: Питер, 2003. - 208 с.

9. Горшков А.П. Синтез диагностируемых схем вычислительной техники. - М.: Наука, 1987. - 288 с.

10. Barry Wilkinson. The essence of digital design. Prentice Hall, Europe, 1998. - 318 р. - перевод Барри Уилкинсон. Основы проектирования цифровых схем. - М.: Издательский дом «Вильямс». Киев. 2004. - 320 с.

11. Мухопад Ю.Ф. Микроэлектронные системы управления. - Братск: БрГУ, 2009. - 285 с.

12. Мухопад А.Ю., Мухопад Ю.Ф. Микропрограммный автомат // Патент на полезную модель №82888. 2009. - БИ №13.

13. Мухопад Ю.Ф. Теория дискретных устройств. - Иркутск: ИрГУПС, 2010. - 172 с.

14. Мухопад А.Ю., Мухопад Ю.Ф. Структурная организация самоконтролируемых автоматов для систем реального времени // Проблемы информатики. Новосибирск: СО РАН, 2013. - №1. - С. 4-15.

15. Мухопад А.Ю., Мухопад Ю.Ф. Управляющий автомат // Патент РФ №2475816 БИ №5, 20013. RU 2475816 С1 МПК G06F 9/00 (2006.01).

16. Муттер В.М., Петров Г.А., Маринкин В.И., Степанов B.C. Микропроцессорные кодеры и декодеры. - М.: Радио и связь, 1991. - 184 с. Прямые методы декодирования кода Рида-Соломона. С. 41-45.

17. Угрюмов Е.П. Цифровая схемотехника. - СПб.: БХВ - Петербург, 2010. - 760 с.

18. Соловьев В.В., Климович А. Логическое проектирование цифровых систем на основе ПЛИС. М.: Горячая линия. - Телеком, 2008, - 374 с.

19. Мухопад А.Ю., Мухопад Ю.Ф. Устройство криптографической защиты информации Патент РФ №2475838. 2013. БИ №5 от 07 ноября 2011 г., RU 2475838 С1 МПК G06F 21/00 2013.01) H04L 9/00 (2006.01).

20. Амосов В.В. Схемотехника и средства проектирования цифровых устройств. - СПб: БХВ - Петербург, 2007. - 542 с.

21. Мухопад А.Ю., Мухопад Ю.Ф. Самоконтролируемый автомат. Патент на изобретение №2502121 Российская Федерация МПК(51) G06F 9/22, G06F 11/00; - №2011148883/08; заявл. 30.11.2011; опубл. 20.12.2013, Бюл. №35. - RU 2502121 С2.