毕设任务开题评测报告文献综述Word文件下载.docx

1、第六周 写出中期自查报告。第七、八周 对前期的设计进行完善。第九、十周 项目调试，准备写论文。第十一周 审阅论文，根据老师意见修改论文、调试项目。第十二周 毕设管理小组验收设计成果、收缴论文，对论文进行格式、形式审查，组织评阅，学生准备论文答辩。第十三周 组织设计、论文答辩；答辩委员会评定成绩。四、主要参考文献1 曹希仁（1985.离散事件动态系统.自动化学报, vol.11, pp. 438-447.2 董利达.基于序状Petri网的离散事件系统监控理论D.浙江.浙江大学.2004.3 顾启泰.离散事件系统建模与仿真M.北京.清华大学出版社.1999.4 罗继亮.1037-1040.6 吴哲

2、辉. Petri网导论.M.北京.机械工业出版社.2006.7 郑大钟.赵千川.离散事件动态系统M.清华大学出版社.2001.8 Iordache, M.V. and Antsaklis, P.J. （2003.Synthesis of supervisors enforcing general linear constraints in Petri nets.TAC,48（11, pp.2036 2039.9 Moody J.O. and Antsaklis. Petri Net Supervisors for DES with Uncontrollable and Unobservable

3、 TransitionsJ.IEEE TRANSACTIONS ON AUTOMATIC CONTROL.2000（45（3. 462-475.指导教师签名： 年 月 日系室主任签名：论文）开题报告专业 电子信息项目_ _班级 电子0701_ _学号 0711100105_ _指导教师 王寿光_ _毕业设计论文）题目：基于补库所法设计死锁预防控制器论文）课题研究的意义：随着经济的不断发展， 产品多样化的需求增加， 产品更新换代速度加快， 传统的批量制造系统己远远不能满足时代发展的需要、难以应对激烈的市场竞争和快速的需求变化，柔性自动制造系统系统资源不足； （2进程允许推进的顺序不当； （3资源

4、分配不当。 Coffman 等给出了系统死锁的四个必要（但非充分条件：（1 相互抑制（Mutual exclusion： 资源只能分配给某个确定的任务或是闲置， 即资源不能同时被两个任务占据， 一个资源每次只能被一个进程使用。（2 持有并等待（Hold and wait 持有资源的进程允许申请其它资源。（3 非剥夺条件（No preemption 除非资源被释放， 否则一个资源不允许被强行剥夺。（4 循环等待（Circular wait 若干进程形成了一个进程链， 该进程链中的每一个成员等待着它下一个进程持有的资源。 即存在一组资源请求P1，P2， ， Pn， 其中P1等待P2占据的资源， P

5、2等待P3占据的资源， ， Pn等待P1占据的资源。前三个条件实际上是由系统和资源的物理特性决定的。 也就是说， 对于一个给定资源集合的系统， 这三个条件要么成立要么不成立， 它们不会随着时间而变化。 而第四个条件确可因对资源的请求、分配和释放随时间而变化。 只要发生死锁，这四个条件必然满足。 反之， 只要有一个条件不满足， 系统就不会发生死锁。 处理死锁的方式一般分为四种， 第一是忽略死锁发生的可能性， 即所谓的鸵鸟算法。 如果死锁发生的可能性非常小或者即使发生死锁， 也不会有严重的后果， 而避免发生死锁的代价又很昂贵， 这种情况下就可以忽略死锁问题。Petri 网是对离散事件系统进行建模和

6、分析的主要数学工具之一， 基于 Petri 网的自动制造系统的死锁处理方法大致可分为三种策略： 死锁检测与恢复、死锁避免和死锁预防。 1死锁检测和恢复这种方法并不刻意去追求系统的无死锁性或活性， 而是一旦检测到系统发生了死锁， 通过自动或人工的方法解锁。 这种方法往往会达到较高的生产率和资源利用率， 但控制项目师必须对可能发生死锁的生产环节有充分的认识， 在设计单机（如机器人， 机床控制器时， 需要设计相应的控制程序以便解锁时应用。 此外， 可能还需要一些附加的设备供解锁时使用， 其结果又是要加大投入。2死锁避免死锁避免通过不断地搜索系统的可达状态来达到死锁控制的目的。 根据该算法， 系统每运

7、行一步， 即由控制系统判断系统选择可达图的何种分枝不会导致死锁， 并沿该分支继续运行下去， 反之， 则不选择该分支， 从而达到死锁避免的效果，中即采用了该算法。 死锁避免算法的优点在于系统可以具有最大许可的控制效果， 也就是说除了危险节点及死锁节点外， 受控系统保留了全部好的状态， 在实际的并发系统中， 这意味着系统运行效率得到了最大程度的保留。 但是，死锁避免算法也具有必须事先计算系统的可达状态图的缺点。 而在 Petri 网系统中，系统的可达状态具有爆炸性的特点， 也就是说， 其可达状态数随着网规模的增大呈现指数级增长的趋势。 这使得既使在一些中等规模的网系统中， 该算法的实现都是极其不现

8、实的。3死锁预防死锁预防策略是使以上发生死锁的四个必要条件之一不成立， 是一种静态策略。 研究表明， 破坏前三个条件都是不实际的， 而破坏循环等待条件是通过离线地建立一种相对固定的资源使用序列， 并要求这些资源按照该序列被申请使用， 这种方法从逻辑上保证了系统不会发生死锁， 因而不必再去控制系统运行过程中对资源的申请。 该策略要向 FMS 系统添加强制约束或者通过离线的机构控制资源的分配从而保证系统的所有进程得以顺利进行。 我们希望系统的静态的控制策略一旦建立可以保证系统不会出现我们不希望出现的死锁状态。因为现代制造系统的自动化水平越来越高， 系统的死锁往往对生产造成较大甚至灾难性的影响， 因

9、此人们越来越重视死锁问题， 任由死锁发生是不可取的。 而死锁检测与恢复的方法实际上也是一种被动的方法， 死锁避免也存在一定的问题， 首先它需要在线的决策， 过于进取的策略往往不能完全避免死锁， 过于保守的策略会使得系统的许可行为受到严重影响。 基于 Petri 网的死锁预防是一种静态方法， 它使用一种离线计算的机制控制资源的请求， 保证系统不会发生死锁， 一旦这种无死锁的控制机制建立起来， 系统的运行将永远不会进入死锁状态， 一般来说， 死锁预防的缺点主要是保守性， 使得系统的生产率和关键资源的利用率降低， 但该方法可应用于安全关键系统， 如高度自动化的半导体制造系统。 因此， 本文的研究工作

10、集中于死锁预防方法。信标是分析和描述Petri网死锁的一种重要概念， 人们研究了很多基于信标控制的死锁预防策略。现行的死锁预防方法大都采用对目标 Petri 网模型添加控制库所的方法来保证网系统是无死锁的。Ezpeleta 等人提出了针对普通网的子类-S3PR 网的死锁预防策略， 把死锁和严格极小信标（SMS-strictly minimal siphon一一对应起来， 通过对每一个 SMS 添加监控器来保证网系统的活性。 该算法具有不需要计算系统的可达状态的优点， 但是该方法也存在以下不足之处： 行为许可性， 计算复杂性和结构复杂性。 行为许可性的主要问题是系统的许可行为受到了限制，换言之，

11、 控制器将某些许可的系统行为排除在外， 这是因为添加的控制库所的输出弧指向 Petri 网模型的源变迁（进程的入口， 从而在很大程度上限制了可以进入系统加工的零件数目。 计算复杂性主要是指控制器的设计需要求解所有的 SMS，而理论上， 一个 Petri 网中 SMS 的个数与网规模成指数关系。 结构复杂性是指活性Petri 网控制器中控制库所的个数和网规模在理论上是指数关系， 因为每一个 SMS都需要添加一个控制库所， 所以对于大型网系统而言， 需要添加大量的监督器和连接弧使得控制器的设计变的复杂， 甚至难以实现。死锁发生的本质是因为系统中的严格极小信标的不充分标识引起的。 因此能否通过显式地

12、控制一部分信标从而达到隐式控制其它信标的目的， 从而获得一个无死锁的或者活的Petri网显得特别重要。 如果在一个Petri网中没有SMS被清空，则该Petri网是无死锁的。同时它也是一些Petri网子类（如自由选择网和非对称自由选择网活的充分条件。结论表明在一定的条件下，如果使得一个Petri网中所有的基本信标不被清空，则其从属信标也不会被清空，进一步说其所有的SMS都不会被清空。这意味着如果要使一个Petri网没有信标被清空时，并不需要对所有的SMS都添加控制。因此， Petri网基本信标的概念应运而生。基于基本信标，可以得到一个较为简单的Petri网控制模型，这个模型中包含较少的添加库所

13、和有向弧，达到简化控制器设计的目的。从理论上讲， 基本信标能够降低活性Petri网控制器的结构复杂性。基本信标是一类特殊的结构对象， 它们是通过观察信标中托肯数的变化和其它信标托肯数变化的关系而产生的。 显然， 一个从属信标能通过正确配置它基本信标的托肯数来保证其可控性。 基本信标理论在死锁预防策略中起了重要作用， 运用该理论可以获得结构简单的活性Petri网控制器。课题设计的理论知识基础、技术方案论证、实施计划与步骤及完成课题的每周进度安排：一、 理论基础知识： 熟悉和掌握Petri网的基本理论知识。 掌握C语言编程。 掌握Petri网信标有关知识。 掌握补库所法设计死锁预防控制器的相关知识

14、。 了解离散数学。二、 研究内容和拟解决的主要问题：a） 研究内容：在求得资源环的基础上，计算出所有严格极小信标集合，进一步确定基本信标，进而求出操作库所并为其添加补充库所b） 主要问题：如何求得资源环？用函数递归调用穷举法求资源环。利用整数线性规划求取操作库所的容量限制K。三、 研究方法及措施：对于信标的求解，人们做了很多的研究，影响比较大的有以下思想。Ezpeleta 研究SPR的信标与死锁之间的关系，并提出了如何通过增加控制器实现增强网络活性和防止严格极小信标被清空的方法，使得控制器的控制实现技术能够独立地发展。但是这种方法会遇到一些类似计算复杂、行为随意和结构复杂等问题。Chu和Xie

15、提出了一个基于混合整数规划指导教师意见： 签名：年 月 日.文献综述补库所法设计死锁预防控制器综述摘 要： 作为Petri网的一个结构体，信标在柔性制造系统, many deadlock prevention policies are proposed based on siphons. Therefore the method of computing siphons is becoming a hotpot in the study of the Petri nets.For a class of Petri nets called Systems of Simple Sequential

16、Processes with Resources （SPR, this paper proposes a sufficient condition under which there exists a complementary-place supervisor to enforce their liveness. Strictminimalsiphons are divided into elementary and dependent ones. For each elementary siphon, amonitor is added to ensure that it is suffi

17、ciently marked without gnerating emptiable control-induced siphons. The controllability of a dependent siphon is guaranteed by changing thecontrol depth variables of its related elementary siphons, which leads to a liveness-enforcingsupervisor for a plant mode. Furthermore, by adding control-monitor

18、s, amore permissiveand structurally simple net supervisor will be available.Moreover, an algorithm is proposed to design liveness-enforcing supervisors based on complementary places and elementary siphons. Keywords: Petri nets, Elementary siphon, Deadlock prevention, Loop resource，Complementary-plac

19、e，S文献综述正文一、Petri网与SPR网1962年，C.A.Petri提出了Petri网的理论。Petri网作为一种数学方法，在离散事件系统建模、分析、性能评价和控制设计中得到了广泛地应用。作为一种控制系统的设计手段，从上世纪70年代开始，Petri网以其能够模拟系统的并发和冲突行为以及反映系统的动态特性而受到广泛地关注。Petri网由此得到了快速的发展。SPR是一种普通Petri网，其特点是每一个工序只需要一种资源的参与，一个资源不能连续参与两个工序的加工。1998年，Tricas等提出了ESPR中严格极小信标和系统思索的关系，指出了存在严格极小信标是系统具有可能死锁的必要条件，通过添加控制库所打破这种必要条件，相应的位置设计了活性Petri网控制器。而控制器的计算需要求解Petri网模型中所有严格极小信标。二、死锁随着信息技术在生产系统中的广泛应用，生产过程中的安全性、可靠性以及其他日益繁多、错综复杂的要求也相应的要由控制系统的软件来实现和满足。现代自动自造系统日益成为软件密集型系统，针对它们的建立和维护来说，系统控制如今的设计是一项异常艰巨和复杂的软任务。系统的死锁问题是自动制造系统控制器设计时必须考虑和解决的问题，这一点在高度自动化生产系统中至关重要。死锁问题的研究始于操作系统中的资源分配问题1。一般认为，死锁产生的