采用燃油、燃气火焰炉加热时,与工件接触的主要介质是燃料燃烧的产物——燃烧气体,其主要成分是CO2、N2、CO及H2等。这些加热介质中存在的氧化、脱碳等有害气体将会对工件表面造成破坏。因此,气体加热介质已发展到可以控制炉气成分以实现光亮加热或无氧化加热的阶段。表7-1可控气氛的组成及用途此外,还可采用氮、氩气等保护气氛作为加热介质。......
2023-06-24
1.争用协议
争用协议一般用于总线型网络,使每个站点都能独立决定帧的发送。如两个或两个以上站同时发送,即产生冲突,同时发送的所有帧都会出错,所以每个站点必须有能力判断冲突是否发生。若冲突发生,则应等待随机时间间隔后重发,以避免再次发生冲突。这种访问方法简单,但负荷增加时,冲突的次数随之增加,信道的利用率也降低。最早采用此法的是美国夏威夷大学的ALOHA 网,其利用率约18%。为了提高信道利用率,将ALOHA网进行了改进,称为开槽ALOHA网。它的原理是将时间分割成固定的时间槽,其大小等于一帧的传输时间,各站点要发送数据,只能在时间槽边界点上开始。这样只有当两个站点要发送的帧在时间上全部覆盖才发生冲突,从而提高了通道的利用率。该网最大利用率为37%。ALOHA采用的这种介质访问方法,即载波监听多路访问(CSMA)。
(1)载波监听多路访问 (Carrier Sense Multiple Access,简称CSMA)。CSMA技术是纯ALOHA和分片ALOHA的一种协议改进。由于采用了附加的硬件装置,每个站都能在发送前监听信道介质上是否有发送帧存在。如果有,这个站就暂时不发送信息,从而减少了发生冲突的可能,提高了整个系统的吞吐率。根据监听结果采取行动的不同,CSMA有以下三种形式:
1)不坚持CSMA。假如介质是空闲的,则发送;假如介质是忙的,等待一段随机时间,继续监听。
2)1—坚持CSMA。假如介质是空闲的,则发送;假如介质是忙的,继续监听,直到介质空闲,立即发送;假如冲突发生,则等待一段随机时间,继续监听。
3)p—坚持CSMA。假如介质是空闲的,则以p的概率发送,而以 (1-p)的概率延迟一个时间单位,时间单位等于最大的传输延迟;假如介质是忙的,继续监听直到介质空闲,重复上述处理;假如发送被延迟一个单位,则继续监听。
不坚持CSMA主要是利用随机时间来减少冲突概率。这种算法的缺点是:即使有几个站有数据要发送,介质仍有可能处于空闲状态,介质的利用率较低。为了克服这一缺点,可采用1—坚持CSMA。当站点要发送数据时,只要介质空闲就立即发送。但当有两个或以上站点有数据发送时,冲突仍不可避免。p—坚持CSMA是一种折中方案,一方面它试图降低1—坚持CSMA算法的冲突概率,另一方面又减少不坚持算法的介质浪费。当然这需要合理地选择p值,考虑的主要问题是避免在重负荷下系统处于不稳定状态。假设当介质忙时,有N 个站点有数据等待发送,则当前站发送完成时,有N 个站试图发送,如果p过大,Np>1时,则冲突不可避免。所以必须选择p值,使Np<1。当然,p值过小,则信道利用率会大大降低。
(2)载波监听多路访问/冲突检测 (CSMA/CD)。当用CSMA算法时,由于信道的传输延迟,当总线上有两个站点监听总线上没有信号存在而发送帧时,仍将产生冲突。由于CSMA算法缺少检测冲突的功能,即使冲突已发生,仍然将已破坏的帧发送完,使总线的利用率大为降低。CSMA/CD算法使每个站在发送帧期间,同时有检测冲突的能力。一旦检测到冲突就立即停止发送,并向总线上发送一串阻塞信号,通知总线上各站冲突已发生。这样通道的容量不致因为白送已损坏的帧而浪费。
采用CSMA/CD算法时,对于不同的传输总线,其冲突检测时间也不同。对于基带总线,需要等待的时间为两个站之间最大的传播延迟的2倍。对于宽带总线,冲突检测时间为任意两个站之间最大传播延迟的4倍。
CSMA/CD算法中,当检测到冲突,并发送阻塞信号后,为了降低再次冲突的概率,需要等待一个随机时间,然后再用CSMA的算法发送。为了决定这个随机时间,一个通用的退避算法称为二进制指数退避算法。此算法的基本思想是:重发延迟时间随信息发送过程中发生冲突的次数成倍增长。于是有
式中 T——已冲突i次的分组的重发延迟时间;
i——冲突次数,每冲突一次加1;
a——总线长度除以电信号的传输速度,2a代表一个时间片。
此算法是按后进先出的次序控制的,即未发生冲突或很少发生冲突的帧,具有优先发送的概率。而发生过多次冲突的帧,发送成功的概率反而少。
2.令牌总线 (Token Bus)
CSMA/CD争用存取控制技术比较适用于总线型网络。但随着总线增长、节点增加,负载加重,使延迟时间急剧上升,暴露了这种访问控制技术的弱点。因此,人们研究将令牌传送用于总线网络的策略,构成了令牌总线网,或总线逻辑网。
令牌总线访问控制的基本原理是:
将物理上为总线结构的网设想成逻辑上的环网,如图8-5所示。令牌沿逻辑环顺序发送。实际上,令牌是一组特定的代码,如011111100。一个站只有持有令牌后,才能向逻辑总线发送数据帧。每个站保留令牌的时间是有规定的,如果超时,令牌就继续往下传。每个令牌站点有两个寄存器,一个是BS,装有本站地址,另一个是NS (Next Station)装有下站地址。当令牌为某站拥有时,该站即有权发送一个或多个信息分组,发送完毕,令牌传给下一站。在此过程中,各站都依次获得公平使用信道发送的权利。为使各站点等待令牌的时间是确定的,要限定每个站发送帧的最大长度。在最不利的情况下,等待取得令牌的时间应该等于全部站点令牌传送时间和报文发送时间的总和。对于应用在控制领域的局域网,这个等待时间是一个很关键的参数。可以根据需求,选定网中的站点数及最大的报文长度,从而保证在限定的时间内,任一站点可以取得令牌。
图8-5 令牌总线访问方式
令牌总线访问控制还提供了不同的服务级别,即不同的优先级。令牌总线网络的正常操作稳定,十分简单。但是网络必须有初始化功能,即能生成一个顺序访问次序。当网络中令牌丢失或出现多个令牌时,必须有故障恢复功能,还应该有将不活动站点从环中除去,以及将新活动站点加入逻辑环的功能。令牌总线介质访问控制应具有如下功能:
(1)令牌传递算法。逻辑环按递降的站地址次序组成。刚发完帧的站点将令牌传给后继站,后继站应立即发送数据或令牌,原先释放令牌的站监听到总线上的信号,便可以确认后继站已获得令牌。
(2)逻辑环初始化。网络开始启动时,若由于某种原因,运行中的所有网络站点不活动的时间超过规定的时间,就要进行逻辑环初始化工作。初始化的过程是一个争用的过程,争用结果只有一个站能获得令牌。
(3)站插入算法。逻辑环上的每个站应周期地使新站有机会插入环中。当同时有几个站要插入时,可以采用带有响应窗口的争用处理算法。
(4)站删除算法。将不活动的站从逻辑环上除去,并修正逻辑环的递降地址次序。
3.令牌环 (Token Ring)
令牌环存取控制技术是1969年提出的,现在已成为较为流行的访问控制技术。IEEE8.2局域网委员会选择IBM令牌环为基础制定了802.5标准。
(1)令牌环工作原理。令牌环工作原理如图8-6所示。令牌环在许多方面与令牌总线方式相同,其不同点在于一帧信息通过点到点的链路,直接由一个站点传到另一个站点,而不是以广播方式传输。站点通过接口与环相连,并沿着物理环分布。令牌是一种引导信息,是在网内传输的一种特定形式的代码。只有持有令牌的站才能发送和接收数据。通常,令牌绕环而行,若没有站要求发送,也没有站要求接收,则令牌在环上循环不止。这种令牌称为“空闲令牌”。
图8-6 令牌环工作原理
如果A站已准备好向C站发送数据,则当令牌到达A站后,先将 “空闲令牌”改为忙令牌,然后在发出忙令牌后,紧跟着发送数据帧。此时,信道上已没有空闲令牌,所以其他各站暂时不能发送数据。当数据帧沿环经过各站接口时,每个站接口必须识别数据帧的目标地址是否指向本站,如果不是指向本站,该站只简单地转发数据帧到下一站。若指向本站,则该站复制数据帧到接口缓冲器,然后进行检验,同时还在该数据帧的应答位标上“1”,表示已正确接收,并继续转至下一站。当该帧返回到发送站时 (A站),发送站见到数据帧已正确接收,便将数据帧删除掉,并产生一个新的空闲令牌。
如果一个数据帧绕环运行,经过目标站,而目标站没有接收,则数据帧应答位仍为“0”。当该帧再返回到发送站时,发送站见到应答位字段是 “0”,知道该帧没有被目标站接收,将再向目标站发送数据帧。若经过多次发送,目标站总是在应答位标“0”,则说明目标站有故障,应按故障处理。
实际上,对于令牌环网而言,在轻负载时,由于存在等待令牌的时间,所以效率较低。在重负载时,对各站公平,效率也高。考虑到数据和令牌有可能相同,用位插入的办法,可以区别数据和令牌。当环中无令牌循环或一直是忙令牌在循环,说明令牌出错。解决的办法可在环中设置一个监控站,监控站有一个超时计时器,用于检测长时间没有令牌,即令牌丢失的情况。也可在每个站设置一个限定时间,当某个站有数据发送且等待令牌的时间超过限定时间时,则认为令牌已经丢失。
(2)优先级策略。令牌环网上的各站点可以设置不同的优先级,采用分布式的调度算法实现。访问控制帧的格式为:
其中:P为令牌优先级;T为指示空令牌或忙令牌;M 为监视位;R为预约位,即允许一个高级站申请下一个令牌。
为了便于说明分布式算法,作以下两点简化和假定:假定只有两个优先级,0和1;当站点接收到一个令牌后,假定只发送一帧。
算法常用的参量有:Pr——环上最后一个令牌或帧的优先级;Rr——环上最后一个令牌或帧的优先级预约值;Pm——等待发送帧的最高优先级;S——状态变量,初始值为0。
优先级调度算法如下:
1)接收可用帧的标记。假如接收的令牌P≤Pm,则将空令牌变为忙令牌。
2)请求可用标记。假如环上的帧R<Pm(或带有P>Pm的标记),则设置R=Pm。
3)发送站移去所有帧后,发出空闲令牌。设Rr<Pr、Pm<Pr,则发送的令牌中设置P=Pr,R=max(Rr,Pm)。
假如Rr>Pr或Pm>Pr,则发送的标记中设置P=max(Rr,Pm),R=0且S=1,前者发送标记优先级不变,后者优先级提高。
4)回到低优先级。假如Pm<S,而接收到标记P=S,则分两种情况处理:①假如R=1,则发送令牌,设置P=1,R=0即保持相同的优先级;②假如R=0,则发送令牌,设置P=0,R=0且S=0,即降低优先级。
上面算法是作了某些简化,在一般情况下,有大于两级优先级的情况存在。这时可以用两个堆栈来代替状态标记S,以跟踪优先级的状态。此外,当站点取得令牌后,可以在超时的范围内,发送一幅或几幅Pm≥P的帧。
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