Трехмерное полиадическое декодирование Текст научной статьи по специальности «Компьютерные и информационные науки»

КОМПЬЮТЕРНЫЕ _

УДК621.391

ТРЕХМЕРНОЕ ПОЛИАДИЧЕСКОЕ ДЕКОДИРОВАНИЕ

БАРАННИК В.В., КАРПЕНКО С.В._____________

Излагается восстановление видеоданных на основе трехмерного полиадического декодирования. Обосновывается взаимооднозначность полученных данных исходным. Для снижения количества операций на обработку разрабатывается рекуррентное восстановление трехмерных полиадических чисел. Проводится оценка времени восстановления изображений разработанными способами декодирования.

Введение

Одними из важнейших требований к представлению данных в информационно-регистрирующих системах являются: уменьшение их цифрового объема, повышение степени достоверности отображаемой информации, сокращение времени доступа и считывания данных по заданной характеристике и уменьшение времени обработки и передачи данных по каналам связи [1; 2]. Для обеспечения выполнения указанных требований в работе [3] предложено реорганизовать исходные видеоданные в трехмерные структуры с последующим хранением, обр аботкой и передачей их кода-номера. Код-номер формируется путем трехмерного полиадического кодирования. В этом случае устраняется структурная избыточность, обусловленная одновременным учетом ограничений на динамические диапазоны по трем направлениям. Это позволяет увеличить относительно методов двумерного кодирования степень сжатия данных без внесения погрешности и сократить время выборки необходимой информации из базы данных. В то же время для выполнения требования относительно достоверности получаемой информации необходимо осуществить обратное преобразование, т.е. по заданному коду-номеру восстановить исходные данные без внесения погрешности. Значит, актуальным является разработка метода восстановления трехмерных структур данных без внесения погрешности.

1. Обоснование выбора направления восстановления трехмерных структур данных

В настоящее время существуют методы восстановления без внесения погрешности только одномерных и двумерных полиадических чисел [4, 5]. Данные методы используют при декодировании значение кода-номера и двумерный полигон оснований. При этом декодирование проводится с учетом только двух ограничений на динамический диапазон в пределах го-

68

ризонтальной плоскости. Поэтому невозможно на основе известных методов декодирования обеспечить восстановление без внесения погрешности трехмерных полиадических чисел. Это обусловлено отсутствием совместного учета ограничений для горизонтальной плоскости и по вертикали. Следовательно, цель статьи заключается в разработке трехмерного полиадического декодирования, позволяющего восстановить трехмерные структуры данных без внесения погрешности.

2. Разработка взаимооднозначного трехмерного полиадического декодирования

Для организации декодирования кодов-номеров, вычисленных для трехмерных полиадических чисел (ТПЧ), сформулируем и докажем следующую теорему.

Теорема о восстановлении трехмерных полиадических чисел. Любое трехмерное полиадическое число Av — {aj;z}; 1< j< пстб ; 1 — і — пстт ; 1 — z — пс

можно восстановить на основе кода-номера Nv и векторов оснований Лстр — по строкам, Л стб — по столбцам и Лв — по вертикали:

N,,

ajiz = [—^] - [-

N „

ji z

Vjiz юjiz

] Vjiz •

(1)

пстр nc

пстб пстр Пс

юjiz П Vjiy П jky П П П^дку ; (2)

y=z+1 к=i+1 у=1 4=j+1 к=1 у=1

у jiz = min {A-(jz) • X(z); Aj } . (3)

Здесь Vjiz - основание jiz-го элемента трехмерного полиадического числа; Nv - код-номер трехмерного полиадического числа с системой оснований {^jiz}, 1^j^ пстб; 1~z“ пс•1-i- пстр ; ®jiz — весовой коэффициент jiz-го элемента; Лстр = {A,(z)},

1< i < п

стр

1< z < пс ; Л стб = { A,(z)}, 1< j< г!,

1< z < п с

л в = { A.(z)}, ^ і ^ п стр, 1< j< п стб :

п стб

max {a;;z } +1=X(z);

1<i ^пстр ^ j

1^ j ^ п стб; 1< z < п с;

max { a

1< ,і<п стб 1< i < п

{aji7} +1 = X(z);

стр

Jiz і

1< z < п с

п

max {aji7 } +1 = X(z); „ 1< z <п с jiz ji

1 — j — п стб ; 1 — i — п стр ,

(4)

пстб > пстр — соответственно количество столбцов и количество строк в одном сечении трехмерной структуры, а пс — количество сечений (длина вертикали); j X(z) — максимальные значения, увеличенные на 1 соответственно для j-го столбца и i-й строки для z-го

сечения, а я.® — для ji — й вертикали.

РИ, 2007, № 3

Доказательство. Рассмотрим дробное выражение Г N ]

L ю .. стоящее в правой части соотношения (1).

jiz

Распишем величину кода-номера как сумму произведений значений элементов ajiz видеоданных на их весовые коэффициенты “jiz :

nстб nстр nc 2 2 2 ajiz “Jiz

Г N v ] _ г j=1 і=1 z=1____]

“ Jiz “ Jiz

или с учетом формулы (2):

N..

Г

ю

-] =

Jiz

Пстб пстр nc nc пстр nc Пстб пстр Пс

2 2 2ajiz П vjiy П jky П П

_ г j=1 i=1 z=1 y=z+1 k=i+1 y=1 4=j+1 k=1 y=1 ] _

Ю jiz

a111 “ 111 + ••• + ajiz “ jiz + ••• + anстрПст6Пс п

= [-------------------------------------------------]- (5)

ji z

При этом на основе свойств весовых коэффициентов элементов трехмерного полиадического числа выполняется неравенство

пстр пс

П П'

k=i+1 у=1

“jiz П Vjiy П jky П П П^чку ->

y=z+1

Пстб пстр Пс

П ПП'

4=j+1 k=1 у=1

Пстб пстр Пс

-> aj+1,iz “ j+1,iz = 2 2 2aaiz х a=j-1 i=1 z=1

Пс пстр Пс Пстб пстр п с

х П Va і у П П^а ky П П П^гріу • y=z+1 k=i+1 у=1 ч=а+1 k=1 у=1

Значит, выполняется соотношение

aj+1,iz “ j+1,iz + ••• + anстрпстб пс

< 1

ji z

Отсюда выражение (5) примет вид

r N v “ 111

[-------] - a111--------h•••+a

j-1, iz"

'j-1, iz

+ a

jiz • (6)

^jiz jiz jiz

По аналогии рассмотрим дробное выражение

[ N

^jiz ГО jiz

] Vjiz:

N..

V jiz® jiz

] V jiz

amra 111 + ••• + a jiz ГО jiz + ••• + anстр Пстб Пс П

= [---------------------------------------------] V jiz •

^jiz ГО jiz

С учетом того, что выполняется неравенство

Пс пстр Пс Пстб пстр Пс

Vjiz гоjiz = П Vjiy П jky П П n^^ky >

y=z+1 k=i+1 у=1 T|=j+1 k=1 у=1

n

Пстбпстр Пс

> ajiz ГО jiz = 2 2 2a a iz х a=j i=1 z=1

Пс пстр Пс пстб пстр Пс

' П Va і у П П^а ky П П П^-riky

y=z+1 k=i+1 у=1 ч=а+1 k=1 у=1

получим

, N.

+ aj—1, iz

VjizГОjiz ГО j-1, iz

] V jiz _ (a111"

ro 111

+••• +

^jiz ГО jiz

^jiz ГО jiz

. “111 ГО j—1, iz

■) Vjiz - a111----+ •••+aj—1, iz-----

jiz

jiz

(7)

Подставив вместо величин [--------—] и

ji z

[

N „

] ^jiz формулы (1)

Vjiz ГОjiz

соотношения (6) и (7), получим

ы (1) соответствующие им

, “111 Ю j-1, iz

ajiz - (a111----+ ••• + aj-1, iz----+ ajiz) _

“ jiz “ jiz

, ro 111 ro j-1, iz.

_ (a111-----+ ••• + aj-1, iz---) - a jiz •

ГО jiz ГО jiz

Теорема доказана^

Система выражений (1) - (4) обеспечивает восстановление трехмерных полиадических чисел без внесения погрешности В то же время для сокращения количества операций на о бработку и снижения затр ат памяти на хранение промежуточного результата необходимо разработать рекуррентную схему восстановления. В этом случае значительно упрощается программная реализация восстановления трехмерных полиадических чисел на универсальных вычислительных средствах обработкц

По аналогии с процессом кодирования предлагается организовывать восстановление в направлении по вертикалям сверху - вниз, по столбцам - в глубину параллелепипеда и по строкам слева - направо^ Для разработки рекуррентной схемы рассмотрим выражение (1) В случае последовательного восстановления элементов трехмерной структуры данных (ТСД) начиная с самого старшего элемента, имеющего координату (j = 1;i=1;z = 1), соотношение (1) примет вид

NN

am = Г—^] - Г-^ ] Уш

“111 Уш “111

Поскольку в соответствии со свойствами полиадических чисел выполняется неравенство

Nv < V111 “111, (8)

N

то [-----*---] = 0^

V111 “111

Тогда величина a^ будет равна

РИ, 2007, № 3

69

am = [— ]

®111

[

N(nCl6 ,пстр ,nc) у(Пстб ,пстр ,пс _1)

]

(9)

После восстановления первого элемента остаточное значение кода-номера для невосстановленных элементов будетравно

^(пстб,пстр,пе 1) _ ^(пстб,пстр,пе)

a111V

(пстб,пстр,пс 1)

а старшим элементом будет элемент с координатами (j=1;i=1;z = 2). Отсюда по аналогии с восстановлением элемента ащ получение элемента ац2 задается выражениями:

N(n стб ,п стр ,пс _1)

а112 _ [ у(пстб,пстр,пс -2) ]; (10)

у(пстб ,пстр ,пС -2) = ^ х ^ jj У1

у=3

i=2 у=1

І у '

и

пстб пстр пс

х П П Пуjiу.

j=2 i=1 У=1

тт т т(пстб , пстр ,пс —1)

При этом поскольку величины V v

■t,r(nстб ,пстр ,пс _2)

V отличаются друг от друга основани-

ем У112 , то

V

(пстб,пстр,пс 2) _ V

(пстб ,пстр ,пс 1)

V 112

(11)

Обобщив неравенство (8) для произвольного z -го

элемента вертикали (j = 1; i = 1), получим

хт(пстб,пстр,пс-z+1) . 11( „ (12)

N < ^11z ro11z . (12)

С учетом неравенства (12) и выражений (9)—(11) восстановление элемента a11z основывается на соотношениях:

N(n стб,п стр ,пс -z+1)

a11z = ["

V(nстб ,пстр ,пс z) _ V

V(nстб ,пстр ,пс z) ] ;

(п стб,п стр ,пс -z+1)

^пстб,пстр,пс z) _ N

V 11z

(п стб ,пстр ,пс -z+1)

- a11z V

(пстб,пстр,пс _z)

(13)

(14)

(15)

значения

где N(nстб,пстр,пс z) N(nстб,пстр,пс_z+1) — кодов-номеров для трехмерных полиадических чисел, состоящих каждая из п стр х п стб _1 полных вертикалей по пс элементов и из вертикали с координатами (j = 1; i = 1), состоящей соответственно из (пс - z) и (пс - z + 1) элементов:

хт(пстб ,пстр ,пс z+1) _ vy а ,, , V V а ^ л.

N “Z a11y®11y+Z Z a1i y®1i у +

у=z

пстр пс

z z

i=2 y=1

пстб пстр пс

+ Z Z Z aji y® ji у •

j=2 i=1 y=1

V(nстб,nстр,пс z), V(nстб,пстр,пс_z+1) - значения накопленных произведений оснований У jiz для трехмерных полиадических чисел, состоящих каждое из пстр х пстб _1 полных вертикалей по пс элементов и из вертикали с координатами (j = 1; i = 1), содержащей соответственно (пс - z) и (пс - z + 1) элементов:

V(nстб ,пстр ,пс _z)

пс

П ^11у

у=z+1

пстр

п

i=2

пс

П^1І ух

У = 1

пстб пстр пс

х П П Пу ji у.

j=2 i=1 у=1

На основе формул (13) - (15), предназначенных для получения элемента аш , соотношения для восстановления произвольного z -го элемента, расположенного на вертикали ТСД с координатами (j; i), будут иметь вид

a ji z

N

(пстб -j+l пстр -i+1,пс -z+1) V(nстб -j,nстр “І,пс -z)

];

(16)

V(nстб -j,nстр -І,пс -z) ^пстб - Рпстр-І,пс -z)

V

(пстб -j,nстр -І,пс -z+1)

= N

У ijz

(пстб - М пстр -І+1, пс -z+1)

; (17)

- а^(пстб ^стр І,пс z), (18)

где N(nстб _j,nстр-І,пс“z) N(nстб-j+1,nстр-І+1,пс-z+1)

- значения кодов-номеров для трехмерных полиадических чисел, состоящих из: пстр х (пстб -j) полных вертикалей по пс элементов; (п стр - І) вертикалей по пс элементов и из вертикали с координатами ( j; i) , содержащей соответственно (пс - z) и (пс - z + 1) элементов:

!,т(пстб -.)+1,пстр _І+1,пс“z) _ ^ „

N ^ aji у® ji у

у=z—1

пстр пс пстб пстр пс

+ Z Z ajkу® jkу + Z Z Zаг|ky®r|kу ;

k=i+1 y=1 P=j+1 k=1 у=1 ’

N(nстб .І+1,пстр І+1,пс z+1) хс а „ І

^ = 'L aji уИ ji у +

у=z

пстр пс пстб пстр пс

+ Z Z ajk у® jk у + Z Z Z а ц k y®r| k у ; k=i+1 y=1 P=j+1 k=1 у=1

®л k у - накопленное произведение оснований У jiz для дробных трехмерных полиадических чисел, включающих в себя: пстр х (пстб - "л) полных вертикалей по пс элементов; (пСтр - k) вертикалей по пс элементов и вертикали с координатами (j; i), состоящей из (пс -у); V р - величина весово-

го коэффициента элемента ajiz , равная значению накопленных произведений оснований уjiz для трехмерных полиадических чисел, имеющих:

РИ, 2007, № 3

70

nстр x (nстб _ j) полных вертикалей по nc элементов; (пстр _i) вертикалей по nc элементов и вертикали с координатами (j; i), состоящей из (nc - z):

у(і1стб - .ЬЧстр -i,nc -z)

nc

П Vjiу

y=z+1

пстр

П

k=i+1

nc

jk yx

y = 1

пст6 пстр nc

x П П nv^kу .

r|=j+1 k=1 y=1

Таким образом, система выражений (16) - (18) задает поэлементное рекуррентное восстановление элементов трехмерных полиадических чисел без внесения погрешности. В отличие от системы соотношений (1) - (4) для получения одного элемента требуется выполнить только одну операцию деления.

3. Оценка количества операций для разработанных способов восстановлений

Поэлементное восстановление состоит из двух основных этапов:

1. Для исключения возможности переполнения машинного слова требуется определить количество элементов rv трехмерно полиадического числа, для которых был сформирован код-номер N v. В этом случае вычисляется накопленное произведение оснований Vr|ky элементов ТПЧ. Результат произведения сравнивается с максимально возможным числом 2м -1, которое может быть представлено машинным словом, длиной M разрядов. Правило проверки на включение j i z -го элемента ТПЧ в группу элементов, имеющих один код-номер, задается неравенством

z i-1' nc j-1nстр nс

П Vjiy П jky П П n^r|ky — 2

у=1 k=1 у=1 ч=1 k=1 у=1

M

-1, (19)

z i-1'nc j-!11^ nс

где П Vjiy П jky П П n^^ky — накопленное

у=1 k=1 у=1 ч=1 k=1 у=1

произведение оснований y^ky для структурной части ТСД, состоящей из (пСтр (j-1) + (i-1)) вертикалей по nс элементов в каждой и вертикали с координатами ( j; i ) , содержащей z элементов.

Если неравенство (19) выполняется, то элемент ajiz входит в ТПЧ с общим кодом Nv, и наоборот.

2. После того, как определено количество элементов ТПЧ с общим кодом, осуществляется восстановление элементов ajiz . Данный этап состоит в декодировании кода-номера N v.

В соответствии с формулами (1) - (4) и неравенством (19) для восстановления всех rv элементов ТПЧ требуется выполнить:

— rv операций умножения для определения весового коэффициента Vjiz юjiz ;

— rv операций сравнения для проверки выполнения неравенства (19);

rv операций деления для вычисления величин ю jiz;

— 2rv операций деления

N v

N „

Vjiz юjiz юjiz

— 2rv операций округления результатов деления

N v

N..

^jiz юjiz юjiz

N v

— rv операций умножения величины [--—----] на

^jiz юjiz

основание v jiz;

и

и

— rv операций вычитания величины [-

N v

^jiz Юjiz

] Vjiz

[ N V ]

из величины [-----] .

® jiz

Отсюда следует, что суммарное количество операций

(r )

Ц, которое требуется выполнить для восстановле-

ния всех rv элементов трехмерного полиадического числа на основе поэлементной схемы, находится по формуле

= 2 rv (оп. умножения) + 3rv (оп. деления)

+ 2 rv (оп. округления) + rv (оп. вычитания) +

+ rv (оп. сравнения). (20)

Максимальное количество элементов с общим кодом-номером равно объему трехмерной структуры

данных, т.е. rv = nстб nстр nс. Тогда максимальное

~ (max) г

суммарное количество операций будет равно

(max)

Ц^1 — 2nстб пстр nс (оп. умн.) +

+ 3 n стб n стр n с (оп. дел.) + 2nстб nстр nс (оп. окр.) + + n стб n стр n с (оп. вычитания) +

+ n стб n стр n с (оп. сравнения). (21)

Для восстановления rv элементов ТПЧ на основе поэлементного рекуррентного декодирования кода-номера Nv по выражениям (16) — (18) требуется затратить:

— rv операций сравнения для проверки выполнения неравенства (19);

— rv операций умножения и rv операций деления для определения весовых коэффициентов

y(nстб _j,nстр _i,nO “z+1) и y(nстб _j,nстр _i,nc _z) .

— rv операций умножения величин ajiz и у(пстб-j,nстр-i,nc-z) ;

— rv операций вычисления разности между значениями

N(nстб _ j + 1,nстр _i + 1,nc _z+1) и V(nстб _ j,nстр _i,nc _z),

N и a ji z V ;

РИ, 2007, № 3

71

- rv арифметических операций деления

N(nстб-j+lnстр“i+1,nc-z+1) v(nстб-j,nстр-i,nc-z) ;

N на v ,

- rv операций округления результата деления

N(n стб -j+1,n стр -i+1,nc -z+1)

V(nстб -j,nстр -i,nc -z) •

(r )

Значит, суммарное количество операций , кото-

рое требуется выполнить для восстановления rv элементов трехмерного полиадического числа на основе рекуррентной поэлементной схемы, равно

Н^2 = 2rv (оп. умножения) +2rv (оп. деления) +

+ rv (оп. округления) + rv (оп. вычитания) +

+ rv (оп. сравнения). (22)

Соответственно максимальное количество операций на восстановление rv = nстб nстр nс элементов вычисляется по формуле

^(тах) = 2 nстб пстр пс (оп. умножения) +

+ 2nстб nстр nс (оп. дел.) + nстб nстр пс (оп. окр.) + + nстб nстр nс (оп. вычитания) +

+ n стб n стр n с (оп. сравнения). (23)

Из сравнительного анализа выражений (21) и (22)

„ (rv)

следует, что количество операций меньше, чем

„ (rv) 2

количество операций на rv операций деления и

на rv операций округления. Это объясняется тем, что для нахождения элемента ТПЧ на основе рекуррентной поэлементной схемы, заданной выражением (16), требуется выполнить только одну операцию деления и округления. В случае равенства всех размеров ТСД постоянной величине n, т.е. n стб = n стр = n с = n, максимальное суммарное количество операций для поэлементного восстановления согласно соотношению (21) будет равно

= n3 (8,1 + 2,7 +1+1,5) = 13,3n3. (24)

Соответственно максимальное суммарное количество операций на рекуррентное поэлементное восстановление ТСД равно

ц(“ах) = n3 (5,4 + 2,7 +1+1,5) =10,6n3 . (25)

С учетом выражений (24) и (25) временные затраты

t(max) .(max)

ld1 и .,2 на восстановление элементов ТСД для

поэлементной и рекуррентной поэлементной обработки находятся соответственно по формулам:

td";,x) = 13,3n3/uмп , (26)

t«“> = 10,6n3/u (27)

Время восстановления кадра изображения с размерами 2стр х Zct5 соответственно для поэлементной

rp(max) „ rp(max) _ _

Td1 и рекуррентной поэлементной т,2 обработ-

ки равно:

72

T(max) _ z

Td1 _ ^стр

х Zct6 .

(max)

d1

А

3

(28)

Td“> = Zct, X Z„6 td“x>/„3 . (29)

M(max) t(max) ,,(max) t(max)

Зависимость величин и ^

отn для Uмп = 10_10 (м.о./с), полученная на основе соотношений (24) - (27), представлена в табл. 1. Зависимость времени на восстановление изображений от размера кадра, объема ТСД и типа поэлементной обработки, вычисленная соответственно по формулам (28) и (29), приведена в табл. 2. Из сравнительного анализа данных, приведенных в табл. 1 и 2, следует, что:

- суммарное время восстановления трехмерной структуры данных в случае рекуррентной обработки снижается в 1,25 раза относительно поэлементной обработки;

- предложенное рекуррентное восстановление ТСД обеспечивает получение в реальном времени изображений с размером, равным 1024x1024 элементов. С ростом количества элементов в кадре разработанное рекуррентное поэлементное восстановление не обеспечивает обработку потока видеоданных.

Таблица 1 t(max)

Зависимость времени восстановления ^ и ^2 ) для поэлементной обработки ТСД при nстб _ nстр _ nс _ n от n

Размер ТСД Суммарное время на восстановление

t(max) ч t(max) Ч

n = 4 8,5 х10“8 , с 6,7 х10“8, с

n = 8 6,8 х10“7, с 5,4 х10“7, с

n = 16 5,4 х10_6, с 4,3 х10_6, c

Таблица 2

Зависимость времени восстановления изображения от размера кадра, объема ТСД и типа поэлементной обработки

Размер кадра Объем ТСД Тип поэлементного восстановления

T(max) с Ч ’ с T(max) с d2 ’

1024х1024 64 1,4 х10_3 1х10_3

512 1,4 х10_3 1,1х10_3

3000 х 2000 64 8 х10_3 6,3 х10_3

512 8 х10_3 6,31х10_3

7000 х 5000 64 4,6 х10“2, 3,66 х10“2

512 4,6 х10“2 3,7 х10“2

РИ, 2007, № 3

Заключение

Из рассмотренного материала можно сделать следующие выводы:

1. Обоснованы условия взаимооднозначного восстановления исходных элементов трехмерных полиадических чисел. Доказана теорема о существовании системы выражений, обеспечивающих трехмерное полиадическое декодирование без внесения погрешности. На основе доказанной теоремы разработано поэлементное последовательное восстановление элементов трехмерных структур данных.

2. Разработано поэлементное рекуррентное трехмерное полиадическое декодирование без внесения погрешности. Восстановление элементов трехмерных полиадических чисел организовывается в направлении по вертикалям сверху - вниз, по столбцам - в глубину параллелепипеда и по строкам слева - направо. Декодирование кода-номера осуществляется с учетом того, что первый элемент ТПЧ является старшим. В отличие от последовательного поэлементного восстановления для получения одного элемента требуется выполнить только одну операцию деления. В этом случае суммарное количество операций дополнительно сокращается на 20%. Суммарное время восстановления трехмерной структуры данных в случае рекуррентной

УДК 519.713

МЕТОД ОБНАРУЖЕНИЯ ОТКАЗОВ МАРШРУТИЗАТОРОВ В КОМПЬЮТЕРНЫХ СЕТЯХ1

САЕНКО В.И., АЛЕКСЕЕВ Д.И.________________

Рассматривается метод обнаружения отказов маршрутизаторов в компьютерной сети произвольной топологии с помощью построения логических деревьев компьютерной сети. Метод предназначен для использования в системах непрерывного мониторинга и основан на решении логических уравнений состояния.

1. Описание проблемы и анализ известных результатов исследований

Корпоративные компьютерные сети требуют реализации процедур постоянного мониторинга для обеспечения функциональной поддержки основных ресурсов и сервисов и обеспечения стабильности показателей QoS для всей сети в целом. К сожалению, технологии постоянного мониторинга оказывают большую нагрузку на компьютерную сеть и снижают эффективность ее использования. К задачам постоянного мониторинга относятся задачи обнаружения отказов маршрутизаторов, а также задачи поддержки функций QoS. Реализация процедур экономного мониторинга является актуальной для компьютерной сети в целом.

1 - Исследования проводились в научно-исследовательской лаборатории «Менеджмент компьютерных сетей» (NM Lab) в ХНУРЭ.

обработки снижается в 1,25 раза относительно поэлементной обработки.

Литература: 1. Ватолин В.И., Ратушняк А., Смирнов М., Юкин В. Методы сжатия данных. Устройство архиваторов, сжатие изображений и видео. М.: ДИАЛОГ - МИФИ, 2002. 384 с. 2. Зубарев Ю.В., Дворкович В.П. Цифровая обработка телевизионных и компьютерных изображений. М.: Международный центр научной и технической информации, 1997. 212 с. 3. Баранник В.В. Метод трехмерного кодирования данных // Системи обробки інформації. Харків: ХВУ, 2003. Вип. 1. С. 42-46.4. Баранник В.В., Королева Н.А. Иерархически-последовательная организация восстановления изображения // Радиоэлектроника и информатика. 2002. №1(18). С. 77- 81. 5. Королев А.В., Баранник В.В., Гиневский АМ. Иерархически-конвейер-ная организация восстановления изображений // Збірник наукових праць ІПМЕ НАНУ. К.: ІПМЕ НАНУ. 2002. Вип. 15. С. 27-33.

Поступила в редколлегию 09.09.2007

Рецензент: д-р техн. наук, проф. Поляков П.Ф.

Баранник Владимир Викторович, д-р техн. наук, старший научный сотрудник Харьковского университета Воздушных Сил. Научные интересы: обработка и передача информации. Адрес: Украина, 61023, Харьков - 23, ул. Сумская, 77/79, тел. 704-96-71.

Карпенко Сергей Владимирович, доцент кафедры безопасности информационных технологий, НАУ. Научные интересы: обработка и передача информации.

Общая цель мониторинга - сбор пакетов в различных точках сети и получение информации для раскрытия пути любого пакета [7].

При построении систем мониторинга могут использоваться различные технологии и принципы сбора данных. Наиболее распространенными являются технологии на основе SNMP [9], RMON [9], WBEM [10]. Они позволяют применять принципы построения иерархических структур [1, 9] и обеспечивать высокую гибкость систем менеджмента. С помощью этих технологий могут быть реализованы как централизованные, так и децентрализованные модели мониторинга компьютерной сети.

Однако и централизованные, и децентрализованные модели мониторинга сети получают данные для о бр а-ботки путем опроса каждого узла, в частности, каждого маршрутизатора в сети, что существенно сокращает возможность сети обеспечить необходимые для большого количества потоков ресурсы. Периодические опросы или размещение агентов на высокоскоростных магистральных маршрутизаторах создают высокую нагрузку на сеть и на сами маршрутизаторы. Чрезмерный трафик, генерируемый неисправными службами, изменяет внутренние характеристики компьютерной сети, через которую он проходит.

Возникает проблема синтеза архитектуры процесса мониторинга и формирования соответствующих эффективных методов диагностики [3].

РИ, 2007, № 3

73