Лекция 5.2. Аппаратные средства поддержки проектирования и отладки систем реального времени. 162 5 страница

5. От "Ожидание" к "Готов". Когда ожидаемое событие произошло или истекло заданное время, процесс переводится в состояние "Готов" и помеща­ется в очередь готовых процессов, откуда затем выбирается планировщиком.

6. После выполнения последней инструкции программы операционная система удаляет процесс из памяти и освобождает все выделенные ему ре­сурсы, включая память.

4. Стратегии выбора процесса

Существует несколько возможных стратегий выбора готовых процес­сов из очереди. Для определения той или иной стратегии необходимо прини­мать во внимание несколько противоречащих друг другу факторов - общее время, необходимое для решения задачи, ограничение на время реакции, важность и т. п. Рассмотрим две стратегии аналогичные тем, которые приме­няются при арбитраже шины.

Наиболее простой стратегией выбора является циклический (round-robin) метод - процессы выбираются последовательно один за другим в фик­сированном порядке и через равные интервалы времени. Основное достоин­ство метода - простота, однако, поскольку процессам с различными требова­ниями выделяются равные ресурсы процессора, некоторые из них обслужи­ваются неадекватно своим потребностям.

Более сложный принцип выбора основан на приоритетах (priorities). При каждом переключении планировщик передает управление готовому процессу с наивысшим приоритетом. Приоритет присваивается процессу в момент его создания и остается постоянным в течение всего времени - стати­ческий приоритет (static priority). Такой приоритет, как правило, определяет­ся на основе информации, предоставленной пользователем.

Планирование на основе статических приоритетов может привести к неприятным ситуациям. Процесс с наивысшим приоритетом, если он не на­ходится в состояния ожидания, будет всегда выбираться для исполнения и практически полностью занимать процессор. Нетривиальным является также выбор между процессами с одинаковым приоритетом. Для исключения по­добной ситуации применяется какой-либо алгоритм динамического назначе­ния приоритетов (dynamic priority allocation). Haпример, планировщик сни­жает приоритет исполняемого процесса на фиксированную величину. В ре­зультате его приоритет будет ниже, чем у другого готового процесса, кото­рый затем и выбирается для исполнения. Таким образом, обеспечивается вы­полнение всех процессов. Через некоторое время ожидающим процессам возвращаются номинальные значения их приоритетов. Этот метод обеспечи­вает исполнение процессов даже с низким приоритетом и гарантирует, что процесс с высоким начальным приоритетом не будет непрерывно занимать процессор.

Разница в первоначально назначенных приоритетах приводит к тому, что процессы с более высокими приоритетами будут получать управление чаще, чем другие. Процессы, обращение к которым происходит более интен­сивно и/или время реакции которых ограничено, получают в начальный мо­мент более высокие приоритеты; менее важным процессам, для которых до­пустима отложенная реакция, присваиваются более низкие приоритеты.

Планирование процессов, основанное на приоритетах, работает хоро­шо, только если разные процессы имеют неодинаковые приоритеты. При­своение наивысших приоритетов всем процессам не повышает скорость ис­полнения, так как это не увеличивает быстродействие процессора, - каждый процесс будет ждать в очереди до тех пор, пока все остальные не будут вы­полнены. Система, в которой всем процессам присвоены одинаковые при­оритеты, работает по циклическому принципу. Наилучшие результаты дости­гаются в системе реального времени, если относительные приоритеты тща­тельно выбраны и сбалансированы.

Лекция 2.4. Управление оперативной памятью

1. Отображение адресного пространства программы на основную па­мять.

2. Функции операционной системы по управлению памятью.

1. Отображение адресного пространства программы на основную па­мять.

Наиболее важным ресурсом после процессора является оперативная память. В отличие от памяти жесткого диска, которую называют внешней памя­тью, оперативной памяти для сохранения информации требуется постоянное электропитание. Память является важнейшим ресурсом, требующим тщатель­ного управления со стороны мультипрограммной операционной системы. Осо­бая роль памяти объясняется тем, что процессор может выполнять инструкции программы только в том случае, если они находятся в памяти. Память распре­деляется как между модулями прикладных программ, так и между модулями самой операционной системы.

В ранних ОС управление памятью сводилось к загрузке программы и ее данных из некоторого внешнего накопителя (перфоленты, магнитной ленты или магнитного диска) в память. С появлением мультипрограммирования перед ОС были поставлены новые задачи, связанные с распределением имеющейся памяти между несколькими одновременно выполняющимися программами. Функция­ми ОС по управлению памятью в мультипрограммной системе являются:

отслеживание свободной и занятой памяти;

выделение памяти процессам и освобождение памяти по завершении процессов;

вытеснение кодов и данных процессов из оперативной памяти на диск (полное или частичное), когда размеры основной памяти не достаточны для раз­мещения в ней всех процессов, и возвращение их в оперативную память, когда в ней освобождается место;

настройка адресов программы на конкретную область физической па­мяти.

Алгоритмы распределения, использования, освобождения ресурсов и представления к ним доступа предназначены для наиболее эффективной организации работы всего комплекса устройств ЭВМ. Рассмотрим их на примере управления основной памятью.

Для выполнения программы при ее загрузке в основную память ей выделяется часть машинных ресурсов - они необходимы для размещения команд, данных, управляющих таблиц и областей ввода-вывода, то есть, производится трансляция адресного пространства откомпилированной программы в местоположение в реальной памяти.

Выделение ресурсов может быть осуществлено самим програм­мистом (если он работает на языке, близком машинному), но может про­изводиться и операционной системой.

Если выделение ресурсов производится перед выполнением про­граммы, такой процесс называется статическим перемещением,в ре­зультате которого программа «привязывается» к определенному месту в памяти вычислительной машины. Если же ресурсы выделяются в процес­се выполнении программы, это называется динамическим перемещением, и в этом случае программа не привязана к определенному месту в реальной памяти. Динамический режим можно реализовать только с помощью опе­рационной системы.

При статическом перемещении могут встретиться два случая:

1. Реальная память больше требуемого адресного пространства про­граммы. В этом случае загрузка программы в реальную память произво­дится, начиная с 0-го адреса.

Загружаемая программа А является абсолютной программой, так как никакого изменения адресов в адресном пространстве, подготовлен-

ном компилятором, при загрузке в основную память не происходит - про­грамма располагается с 0-го адреса реальной памяти;

2. Реальная память меньше требуемого адресного пространства про­граммы. В этом случае программист (или операционная система) вынуж­ден решать проблему, как организовать выполнение программы. Методов решения проблемы существует несколько: можно создать оверлейную структуру (то есть разбить программу на части, вызываемые в ОП по мере необходимости), сделать модули программы реентерабельными (то есть допускающими одновременную работу модуля по нескольким обращени­ям из разных частей программы или из различных программ).

В некоторых операционных системах адреса откомпилированной (с 0-го адреса) программы могут быть преобразованы в адреса реальной памяти, от­личные от 0. При этом создается абсолютный модуль, который требует раз­мещения его в памяти всегда с одного и того же адреса.

При мультипрограммном режиме, если имеем программы А, В и С, для которых известно, что программа А выполняется при размещении в памяти с адреса 60 Кбайт до 90 Кбайт, В - с 60 Кбайт до 90 Кбайт, С - с 50 Кбайт до 120 Кбайт, организовать их совместное выполнение невозможно, так как им необ­ходим один и тот же участок реальной памяти. Эти программы будут ждать друг друга либо их нужно заново редактировать с другого адреса.

В системах с динамическим перемещением программ перемещающий за­грузчик размещает программу в свободной части памяти и допускает использо­вание ее несмежных участков. В этом случае имеется больше возможностей для организации мультипрограммной работы, а, следовательно, и для более эффек­тивного использования временных ресурсов ЭВМ.

2. Функции операционной системы по управлению памятью Помимо первоначального выделения памяти процессам при их созда­нии ОС должна также заниматься динамическим распределением памяти, то есть выполнять запросы приложений на выделение им дополнительной па­мяти во время выполнения. После того как приложение перестает нуждаться в дополнительной памяти, оно может возвратить ее системе. Выделение па­мяти случайной длины в случайные моменты времени из общего пула памя­ти приводит к фрагментации и, вследствие этого, к неэффективному ее ис­пользованию. Оно характерно для систем со статическим перемещением. Дефрагментация памяти тоже является функцией операционной системы.

Во время работы операционной системы ей часто приходится создавать новые служебные информационные структуры, такие как описатели процес­сов и потоков, различные таблицы распределения ресурсов, буферы, исполь­зуемые процессами для обмена данными, синхронизирующие объекты. Все эти системные объекты требуют памяти. В некоторых ОС заранее (во время установки) резервируется некоторый фиксированный объем памяти для системных нужд. В других же ОС используется более гибкий подход, при котором память для системных целей выделяется динамически. В таком слу­чае разные подсистемы ОС при создании своих таблиц, объектов, структур обращаются к подсистеме управления памятью с запросами.

Защита памяти - это еще одна важная задача операционной системы, которая состоит в том, чтобы не позволить выполняемому процессу записы­вать или читать данные из памяти, назначенной другому процессу. Эта функ­ция, как правило, реализуется программными модулями ОС в тесном взаимо­действии с аппаратными средствами.

Для идентификации переменных и команд на разных этапах жизненного цикла программы используются символьные имена (метки), виртуальные адреса и физические адреса.

Символьные имена присваивает пользователь при написании программы на алгоритмическом языке или ассемблере.

Виртуальные адреса, называемые иногда математическими, или логиче­скими адресами, вырабатывает транслятор, переводящий программу на машинный язык. Поскольку во время трансляции в общем случае не известно, в какое место оперативной памяти будет загружена программа, то транслятор при­сваивает переменным и командам виртуальные (условные) адреса, обычно счи­тая по умолчанию, что начальным адресом программы будет нулевой адрес.

Физические адреса соответствуют номерам ячеек оперативной памяти, где в действительности расположены или будут расположены переменные и ко­манды.

Совокупность виртуальных адресов процесса называется виртуальным ад­ресным пространством. Диапазон возможных адресов виртуального пространства у всех процессов является одним и тем же.

Совпадение виртуальных адресов переменных и команд различных про­цессов не приводит к конфликтам, так как в том случае, когда эти переменные одновременно присутствуют в памяти, операционная система отображает их на разные физические адреса. В том случае, когда необходимо, чтобы несколько процессов разделяли общие данные или коды, операционная система отобра­жает соответствующие участки виртуального адресного пространства этих процессов на один и тот же участок физической памяти.

В разных операционных системах используются разные способы струк­туризации виртуального адресного пространства. В одних ОС виртуальное ад­ресное пространство процесса подобно физической памяти представлено в виде непрерывной линейной последовательности виртуальных адресов. Такую струк­туру адресного пространства называют плоской. При этом виртуальным адре­сом является единственное число, представляющее собой смещение отно­сительно начала (обычно это значение 000...000) виртуального адресного про­странства. Адрес такого типа называют линейным виртуальным адресом.

Рисунок 1. – Интерпретация виртуального адреса

В других ОС виртуальное адресное пространство делится на части, назы­ваемые сегментами (или секциями, или областями). Б этом случае помимо ли­нейного адреса может быть использован виртуальный адрес (рис.1), представ­ляющий собой пару чисел (п, т), где п определяет сегмент, а m - смещение внут­ри сегмента.

Существуют и более сложные способы структуризации виртуального ад­ресного пространства, когда виртуальный адрес образуется тремя или даже более числами.

Задачей операционной системы является отображение индивидуальных виртуальных адресных пространств, всех одновременно выполняющихся процес­сов, на общую физическую память. При этом ОС отображает либо все виртуаль­ное адресное пространство, либо только определенную его часть. Процедура пре­образования виртуальных адресов в физические должна быть максимально прозрачна для пользователя и программиста.

Существуют два принципиально отличающихся подхода к преобразова­нию виртуальных адресов в физические. В первом случае замена виртуальных адресов на физические выполняется один раз для каждого процесса во время начальной загрузки программы в память. Специальная системная программа -перемещающий загрузчик-на основании имеющихся у нее исходных данных о начальном адресе физической памяти, в которую предстоит загружать програм­му, а также информации, предоставленной транслятором об адресно-зависимых элементах программы, выполняет загрузку программы, совмещая ее с заменой виртуальных адресов физическими.

Второй способ заключается в том, что программа загружается в память в неизмененном виде в виртуальных адресах, то есть операнды инструкций, и ад­реса переходов имеют те значения, которые выработал транслятор. В наиболее простом случае, когда виртуальная и физическая память процесса представля­ют собой единые непрерывные области адресов, операционная система выполняет преобразование виртуальных адресов в физические по следующей схеме. При загрузке операционная система фиксирует смещение действительного рас­положения программного кода относительно виртуального адресного пространст­ва. Во время выполнения программы при каждом обращении к оперативной па­мяти выполняется преобразование виртуального адреса в физический.

Последний способ является более гибким: в то время как перемещаю­щий загрузчик жестко привязывает программу к первоначально выделенно­му ей участку памяти, динамическое преобразование виртуальных адресов позволяет перемещать программный код процесса в течение всего периода его выполнения. Но использование перемещающего загрузчика более эко­номично, так как в этом случае преобразование каждого виртуального адреса происходит только один раз во время загрузки, а при динамическом преобра­зовании - при каждом обращении по данному адресу.

В СРВ, когда заранее точно известно, в какой области оперативной памяти будет выполняться программа, транслятор выдает исполняемый код сразу в физических адресах.

Необходимо различать максимально возможное виртуальное адресное пространство процесса и назначенное (выделенное) процессу виртуальное ад­ресное пространство. В первом случае речь идет о максимальном размере виртуального адресного пространства, определяемом архитектурой компью­тера, на котором работает ОС, и, в частности, разрядностью его схем адреса­ции (32-битная, 64-битная и т. п.). Например, при работе на компьютерах с 32-разряднымии процессорами Intel Реntium операционная система может пре­доставить каждому процессу виртуальное адресное пространство до 4 Гбайт (2³²). Однако это значение представляет собой только потенциально возмож­ный размер виртуального адресного пространства, который редко на практи­ке необходим процессу. Процесс использует только часть доступного ему виртуального адресного пространства.

Назначенное виртуальное адресное пространство представляет собой набор виртуальных адресов, действительно нужных процессу для работы. Эти адреса первоначально назначает программе транслятор на основании текста программы, когда создает кодовый (текстовый) сегмент, а также сегмент или сегменты данных, с которыми программа работает. Затем при создании процес­са ОС фиксирует назначенное виртуальное адресное пространство в своих системных таблицах. В ходе своего выполнения процесс может увеличить размер первоначального назначенного ему виртуального адресного про­странства, запросив у ОС создания дополнительных сегментов или увеличе­ния размера существующих. В любом случае операционная система следит за корректностью использования процессом виртуальных адресов - процессу не разрешается оперировать с виртуальным адресом, выходящим за пределы на­значенных ему сегментов.

Максимальный размер виртуального адресного пространства ограничи­вается только разрядностью адреса, присущей данной архитектуре компьюте­ра, и, как правило, не совпадает с объемом физической памяти, имеющимся в компьютере.

Необходимо подчеркнуть, что виртуальное адресное пространство и виртуальная память - это различные механизмы, и они не обязательно реа­лизуются в операционной системе одновременно. Можно представить себе ОС, в которой поддерживаются виртуальные адресные пространства для про­цессов, но отсутствует механизм виртуальной памяти. Это возможно только в том случае, если размер виртуального адресного пространства каждого процесса меньше объема физической памяти.

Содержимое назначенного процессу виртуального адресного пространст­ва, то есть коды команд, исходные и промежуточные данные, а также резуль­таты вычислений, представляет собой образ процесса.

Во время работы процесса постоянно выполняются переходы от при­кладных кодов к кодам ОС, которые либо явно вызываются из прикладных процессов как системные функции, либо вызываются как реакция па внеш­ние события или на исключительные ситуации, возникающие при некор­ректном поведении прикладных кодов. Для того чтобы упростить передачу управления от прикладного кода к коду ОС, а также для легкого доступа мо­дулей ОС к прикладным данным (например, для вывода их на внешнее уст­ройство), в большинстве ОС ее сегменты разделяют виртуальное адресное пространство с прикладными сегментами активного процесса. То есть, сег­менты ОС и сегменты активного процесса, образуют единое виртуальное ад­ресное пространство.

Обычно виртуальное адресное пространство процесса делится на две непрерывные части; системную и пользовательскую. В некоторых ОС (на­пример, Windows NT, ОS/2) эти части имеют одинаковый размер - по 2 Гбайт, хотя в принципе деление может быть и другим, например 1 Гбайт - для ОС, и 2 Гбайт - для прикладных программ. Часть виртуального адресного про­странства каждого процесса, отводимая под сегменты ОС, является идентич­ной для всех процессов. Поэтому при смене активного процесса заменяется только вторая часть виртуального адресного пространства, содержащая его индивидуальные сегменты, как правило, - коды и данные прикладной про­граммы. Архитектура современных процессоров отражает эту особенность структуры виртуального адресного пространства. Например, в процессорах Intel Реntium существует два типа системных таблиц: одна - для описания сегментов, общих для всех процессов, а другая - для описания индивидуаль­ных сегментов данного процесса. При смене процесса первая таблица остает­ся неизменной, а вторая заменяется новой.

Описанное выше назначение двух частей виртуального адресного про­странства - для сегментов ОС и для сегментов прикладной программы - явля­ется типичным, но не абсолютным. Имеются и исключения из общего прави­ла. В некоторых ОС существуют системные процессы, порожденные для ре­шения внутренних задач ОС. В этих процессах отсутствуют сегменты прикладной программы части, обычно предназначенной для прикладных сегмен­тов. И, наоборот, в общей, системной части виртуального адресного простран­ства размещаются сегменты прикладного кода, предназначенные для совмест­ного использования несколькими прикладными процессами. Механизм стра­ничной памяти в большинстве универсальных операционных сиcтем применяется ко всем сегментам пользовательской части виртуального адресного пространства процесса. Исключения составляют ОС реального времени, в которых некоторые сегменты жестко фиксируются в оперативной памяти и соответственно никогда не выгружаются на диск - это обеспечивает быструю реакцию определенных приложений на внешние события. Системная часть виртуальной памяти в ОС любого типа включает область, подвергаемую страничному вытеснению, и об­ласть, на которую страничное вытеснение не распространяется. В не вытесняе­мой области размещаются модули ОС, требующие быстрой реакции и/или по­стоянного присутствия в памяти, например диспетчер потоков или код, который управляет заменой страниц памяти. Остальные модули ОС подвергаются стра­ничному вытеснению, как и пользовательские сегменты. Обычно аппаратура накладывает свои ограничения на порядок использования виртуального адрес­ного пространства. Некоторые процессоры (например, МIРS) предусматривают для определенной области системной части адресного пространства особые правила отображения на физическую память. При этом виртуальный адрес пря­мо отображается на физический адрес (последний либо полностью соответству­ет виртуальному адресу, либо равен его части). Такая особая область памяти не подвергается страничному вытеснению, и поскольку достаточно трудоемкая процедура преобразования адресов исключается, то доступ к располагаемым здесь кодам и данным осуществляется очень быстро.

Методы управления, используемые в системах реального времени, обычно проще, чем в многопользовательских системах с разделением време­ни. В крупных вычислительных системах с множеством пользователей большинство программ и данных хранятся во вторичной (внешней) памяти - на жестком диске - и загружаются в оперативную память только при необхо­димости. Это приемлемо для систем разделения времени и пакетной обра­ботки, в которых несущественно, начнется задание минутой раньше или позже. Однако в системах реального времени задержек исполнения быть не должно, поэтому все необходимые модули предварительно загружаются в оперативную память. Тем не менее, в системах реального времени может возникнуть необходимость в выгрузке содержимого части оперативной па­мяти на диск.

Работа виртуальной памяти основана на предположении, что объем па­мяти, требуемый для процессов, превосходит размер доступной оперативной памяти. Устройства массовой памяти, например жесткий диск, используемые для реализации этого механизма, должны обладать как достаточной емко­стью, так и значительным быстродействием. Операционная система копирует с диска в оперативную память только те части процесса и области его дан­ных, называемые страницами (pages), которые непосредственно используют­ся в данный момент, оставляя остальную часть во внешней памяти. Для за­грузки наиболее часто используемых страниц и для уменьшения числа обра­щений к диску применяются различные стратегии оптимизации. Механизм виртуальной памяти позволяет процессу иметь адресное пространство боль­ше, чем размер выделенной ему реальной оперативной памяти. С другой сто­роны, применение виртуальной памяти существенно увеличивает накладные расходы и замедляет работу системы из-за многократных обращений к диску.

Применение виртуальной памяти в системах реального времени вызва­но в основном экономическими причинами. Стоимость хранения единицы информации в оперативной памяти выше, чем во вторичной памяти. Еще од­ной важной причиной является надежность работы. В случае системного сбоя можно восстановить работу процесса. Если сбой или перерыв в элек­тропитании происходит, когда вся система находится только в оперативной памяти, все процессы и их данные будут потеряны, и восстановить их будет невозможно.

В системах реального времени представляет интерес только быстрая и эффективная виртуальная память. Чтобы быстро реагировать на внешние cигналы, соответствующие служебные процедуры должны постоянно хра­ниться в оперативной памяти. Другим важным соображением, относящимся к использованию вторичной памяти в задачах реального времени, является ее работоспособность в производственной среде - жесткие диски и дискеты нельзя использовать в условиях сильных вибраций, ударов или интенсивных магнитных полей.

Одно из существенных различий между многопользовательскими опе­рационными системами и системами реального времени касается управления файлами. В многопользовательских системах наиболее важными проблемами является структура каталогов и защита файлов. Управление и защита катало­гов с соответствующим контролем прав доступа при каждом обращении тре­буют таких накладных расходов, которые обычно неприемлемы для систем реального времени. Однако, как правило, в системах реального времени эти меры не нужны, поскольку дисковая память используется в основном для протоколов и отчетов, а все процессы принадлежат одному "пользователю". Поэтому применение сложных механизмов управления файлами в системах реального времени обычно не оправдано.

Наиболее сложные операционные системы для достижения оптималь­ных характеристик позволяют настраивать параметры управления процессо­ром и памятью. Необходимо должным образом подобрать приоритеты про­цессов, продолжительность квантов времени, размер страницы виртуальной памяти и другие параметры операционной системы.

Лекция 2.5. Переходные процессы в логических схемах. Гонки.

1. Переходные процессы в логических схемах.

2. Гонки.

3. Гонки по входу.

1. Переходные процессы в логических схемах

Задержка логической схемы слагается из задержек срабатывания логиче­ских элементов и задержек распространения сигналов по цепям связи между ни­ми. Трудоемкость учета задержек зависит от соотношения значений задержек са­мих логических элементов и задержек в цепях связи. Если эти значения близки, то задержки различных трактов схемы можно определить только после размещения элементов на поверхности платы или кристалла большой интегральной схемы (БИС), когда станут, известны фактические длины связей. Если при этом задерж­ки некоторых цепей не соответствуют требуемым, то нужно или переставлять эле­менты, или вносить изменения в функциональную схему, снова трассировать свя­зи и снова определять задержки в них. Процесс становится итерационным, дли­тельным. Именно в таком положении оказываются разработчики аппаратуры на быстрых элементах ЭСЛ, устанавливаемых на платах в виде микросхем или изго­тавливаемых прямо на поверхности кристаллов БИС. Сложность учета задержек -одна из причин, препятствующих широкому распространению элементов ЭСЛ в схемах цифровой автоматики.

В цифровой автоматике в основном используются элементы с временем пе­реключения не менее 20 нc, что примерно на порядок превышает задержку рас­пространения сигнала в любом проводе монтажной платы типового размера. Па­разитная емкость монтажа при использовании типовых плат также не настолько велика, чтобы существенно изменить задержку элемента. В этих случаях задерж­ку внутриплатного и близкого межплатного монтажа рационально не учитывать отдельно, а, оценив худший случай, включить ее в состав задержки логического элемента. Небольшая потеря потенциально достижимого быстродействия окупается упрощением разработки схем, поскольку задержки могут быть учтены без каких-либо итераций, сразу, и притом уже на этапе логического проектирования. Технические этапы проектирования - размещение элементов и трассировка связей - выполняются только один раз и не вызывают необходимости корректировать функциональные схемы. Будем предполагать, что задержки в цепях связи вклю­чены в состав задержек логических элементов.

Ситуации, когда задержки в связях превышают задержки в элементах, воз­никают и при использовании не очень быстродействующих элементов - когда сигналы передаются между блоками на достаточно большое расстояние. Однако доля подобных связей невелика, поэтому их можно выделить особо и учесть за­держку в кабеле. Задержки различных экземпляров элементов какого-то опреде­ленного типа имеют технологический разброс, который обычно описывают неко­торым статистическим законом. Задержка каждого конкретного элемента зависит от его температуры, длительности фронта входного сигнала, от того, насколько элементов, и притом каких он нагружен, от паразитной емкости монтажа, числа лет с момента выпуска и ряда других факторов. В паспортах элементов некоторых серий влияние части этих факторов учитывается дифференцированно в виде гра­фиков, таблиц, линеаризованных зависимостей, но чаще это влияние просто оце­нивается по максимуму. При этом паспортные значения задержек и фронтов при­водятся для худшего случая, который может встретиться при соблюдении указан­ных в паспорте ограничений. В первом случае удается полнее использовать воз­можности элемента, во втором - упрощается проектирование.

Рисунок 1. – Плотность вероятности распределения задержки элемента в условиях налаженного производства 1 и в период освоения 2

На рис. 1 показан возможный вид кривой технологического разброса за­держки элементов при испытаниях на предприятии-изготовителе. Выходной контроль отсекает хвост кривой в соответствии с техническими условиями (ТУ) на элемент с учетом необходимого запаса на старение, допуски и т. п. Если пра­вильно налажены производство и контроль, то потребитель всегда имеет дело с элементами, задержка которых не превышает паспортную.