配電物聯(lián)網(wǎng)臺區(qū)邊緣計算終端微服務(wù)的文件鎖數(shù)據(jù)同步機制

岑伯維，胡春潮，2，蔡澤祥，武志剛，屈 徑，劉媛媛

（1. 華南理工大學電力學院，廣東省 廣州市 510641；2. 中國南方電網(wǎng)電力科技股份有限公司，廣東省 廣州市 510080）

0 引言

在“雙碳”目標的驅(qū)動下，新型電力系統(tǒng)在接入對象［1］、時空特性［2］、信息特性［3］等方面產(chǎn)生了顯著的變化。接入對象類型的擴展、時空管控范圍的延伸及多源異構(gòu)數(shù)據(jù)的激增給配電自動化系統(tǒng)的信息感知和分析處理能力帶來了挑戰(zhàn)［4］。近年來，以低壓配電臺區(qū)為單位的自動化、數(shù)字化改造逐步開展，基于配電物聯(lián)網(wǎng)邊緣計算理念的新一代智能配電臺區(qū)成為建設(shè)路徑之一［5-6］。

邊緣計算終端是新型智能配電臺區(qū)的關(guān)鍵節(jié)點［7］，為滿足配電臺區(qū)業(yè)務(wù)靈活組織和高效管理的需求，微服務(wù)逐漸成為構(gòu)建以邊緣計算終端為載體的新型配電臺區(qū)業(yè)務(wù)的關(guān)鍵技術(shù)之一［8］。與單體應(yīng)用相比，微服務(wù)的種類更加多樣，運行機制更加靈活［9-10］，但這同時也增加了微服務(wù)數(shù)據(jù)讀寫沖突的隱患。當微服務(wù)之間發(fā)生數(shù)據(jù)讀寫沖突時，極有可能造成數(shù)據(jù)錯誤、錯亂、丟失等問題［11］，進而導致邊緣計算終端無法正常完成業(yè)務(wù)。此外，由數(shù)據(jù)可靠性下降所帶來的潛在風險隱患易通過信息-物理耦合網(wǎng)絡(luò)進一步影響一次系統(tǒng)的安全穩(wěn)定運行［12-13］，甚至引起連鎖事故的發(fā)生［14-15］。因此，研究邊緣計算終端微服務(wù)的數(shù)據(jù)同步機制具有十分重要的意義。

目前，關(guān)于數(shù)據(jù)同步機制已有相關(guān)的研究，文獻［16］和文獻［17］研究多活數(shù)據(jù)同步機制，通過階段性地同步傳輸業(yè)務(wù)計算結(jié)果至其他分析決策中心，提高業(yè)務(wù)執(zhí)行時數(shù)據(jù)的可靠性。然而，所設(shè)計的機制主要用于決策中心故障時業(yè)務(wù)計算無縫切換場景，若將該機制用于解決微服務(wù)數(shù)據(jù)讀寫沖突問題易造成數(shù)據(jù)的冗余備份。文獻［18］設(shè)計了一種歷史數(shù)據(jù)服務(wù)優(yōu)化方案，利用數(shù)據(jù)緩沖區(qū)模塊存放數(shù)據(jù)，利用緩存數(shù)據(jù)同步模塊同步關(guān)系庫和緩存區(qū)的數(shù)據(jù)。然而，微服務(wù)間具有時序邏輯關(guān)系，基于隊列原理的同步機制雖能用于解決微服務(wù)數(shù)據(jù)讀寫沖突問題卻易增加業(yè)務(wù)完成時間。以時序邏輯［19］為約束的微服務(wù)組織方式相較于彼此相互獨立的單體應(yīng)用而言，數(shù)據(jù)讀寫沖突問題更為復雜，現(xiàn)有方法無法提供直接處理的手段。

文件鎖是實現(xiàn)進程同步與互斥的手段［20-21］，本文將文件鎖應(yīng)用于解決邊緣計算終端微服務(wù)的數(shù)據(jù)讀寫沖突問題并建立其相應(yīng)機制。本文的主要創(chuàng)新和貢獻如下：1）設(shè)計了邊緣計算終端微服務(wù)的文件鎖數(shù)據(jù)交互機制，支撐微服務(wù)數(shù)據(jù)的有序存??；2）提出了同步分區(qū)機制對微服務(wù)進行區(qū)域劃分，消除跨分區(qū)微服務(wù)的數(shù)據(jù)讀寫沖突隱患；3）提出了分區(qū)內(nèi)同步機制和分區(qū)間同步機制，解決相同分區(qū)內(nèi)和相鄰分區(qū)間微服務(wù)的數(shù)據(jù)讀寫沖突；4）本文工作亦在數(shù)據(jù)讀寫可靠性和實時性層面為微服務(wù)數(shù)據(jù)同步機制的工程研發(fā)設(shè)計和技術(shù)方案的選定提供參考依據(jù)。

1 邊緣計算終端微服務(wù)的文件鎖數(shù)據(jù)交互機制

1.1 層次結(jié)構(gòu)與時序邏輯模型

微服務(wù)是云原生技術(shù)體系中的一種應(yīng)用程序的軟件架構(gòu)，本文所提配電物聯(lián)網(wǎng)臺區(qū)邊緣計算終端是云原生技術(shù)在電力系統(tǒng)邊緣側(cè)應(yīng)用的重要載體之一，具有就地采集分析控制［22］、微服務(wù)靈活更新部署［23］、終端功能軟件定義［24］、業(yè)務(wù)多元化生態(tài)化［25-26］的特點和優(yōu)勢，與軟硬件強耦合的傳統(tǒng)配電終端相區(qū)別。

本文邊緣計算終端微服務(wù)的層次結(jié)構(gòu)如附錄A圖A1 所示。其中，業(yè)務(wù)功能類微服務(wù)由邊緣計算終端的應(yīng)用開發(fā)商研制，負責支撐配電臺區(qū)邊緣計算終端業(yè)務(wù)的實現(xiàn)，可再細分為采集類、分析類、控制類微服務(wù)。系統(tǒng)功能類微服務(wù)由邊緣計算終端的系統(tǒng)開發(fā)商研制，負責為上層的業(yè)務(wù)功能類微服務(wù)提供后臺支撐和管理手段。配電臺區(qū)邊緣計算終端的不同類微服務(wù)可由不同廠家設(shè)計，有利于發(fā)揮各研發(fā)團隊的優(yōu)勢和促成各類廠家參與的格局，為形成開放創(chuàng)新的行業(yè)新生態(tài)帶來了機遇［27］。

本文配電物聯(lián)網(wǎng)臺區(qū)邊緣計算終端主要面向分布式光伏、儲能系統(tǒng)、充電樁等低壓增量接入對象及其相關(guān)新型配電臺區(qū)業(yè)務(wù)（例如需求側(cè)響應(yīng)、配電網(wǎng)監(jiān)控、配電網(wǎng)保護、拓撲識別等）。這些業(yè)務(wù)一般具有采集、分析、控制等環(huán)節(jié)，本文將以文獻［8］中電價型負荷響應(yīng)業(yè)務(wù)的微服務(wù)時序邏輯圖為例闡述后續(xù)所提出的機制，具體如附錄A 圖A2 所示。該業(yè)務(wù)包含7 個微服務(wù)，具體業(yè)務(wù)流程如下：

首先，由負荷數(shù)據(jù)采集類微服務(wù)解析負荷數(shù)據(jù)，由電量電價采集類微服務(wù)解析負荷用電量與電價關(guān)系曲線的形狀系數(shù)，由峰谷電價采集類微服務(wù)解析分時電價；接著，負荷預測分析類微服務(wù)利用解析的負荷數(shù)據(jù)進行短期負荷預測，彈性矩陣分析類微服務(wù)利用電量電價曲線形狀系數(shù)和分時電價數(shù)值計算出負荷響應(yīng)的彈性系數(shù)；最后，負荷響應(yīng)分析類微服務(wù)利用負荷預測、彈性系數(shù)和分時電價結(jié)果計算負荷響應(yīng)量大小，由負荷控制類微服務(wù)形成負荷控制信號。

在實際系統(tǒng)中，配電物聯(lián)網(wǎng)臺區(qū)邊緣計算終端的數(shù)據(jù)來源于智能電表、傳感器和云主站等，邊緣計算終端業(yè)務(wù)通過部署于邊緣計算終端的各類微服務(wù)完成相應(yīng)的數(shù)據(jù)處理、決策分析和就地控制。本文主要研究邊緣計算終端微服務(wù)的文件鎖數(shù)據(jù)同步機制，解決數(shù)據(jù)讀寫沖突問題。

1.2 文件鎖狀態(tài)轉(zhuǎn)移模型

邊緣計算終端微服務(wù)的文件鎖主要分為讀鎖和寫鎖兩種。讀鎖又稱為共享鎖，當微服務(wù)加讀鎖時，則可對數(shù)據(jù)庫表進行讀操作。寫鎖又稱為排斥鎖，當微服務(wù)加寫鎖時，則可對數(shù)據(jù)庫表進行寫操作。文件鎖的類型決定了微服務(wù)擁有的讀寫操作權(quán)限，合理有序的文件鎖加鎖保證了微服務(wù)數(shù)據(jù)的可靠有序讀寫。建立的邊緣計算終端微服務(wù)的文件鎖加鎖規(guī)則如附錄A 表A1 所示。

然后，建立微服務(wù)的文件鎖狀態(tài)轉(zhuǎn)移模型，如附錄A 圖A3 所示。其中共有6 種狀態(tài)，包括無加鎖狀態(tài)、加讀鎖狀態(tài)、加寫鎖狀態(tài)、解鎖狀態(tài)、阻塞狀態(tài)、等待狀態(tài)。微服務(wù)的文件鎖狀態(tài)轉(zhuǎn)移過程可總結(jié)為3 種。1）正常讀-寫的狀態(tài)轉(zhuǎn)移過程為：無加鎖狀態(tài)→加讀/寫鎖狀態(tài)→解鎖狀態(tài)→無加鎖狀態(tài)；2）讀-寫排斥的狀態(tài)轉(zhuǎn)移過程為：無加鎖狀態(tài)→加讀鎖→阻塞→等待→加讀鎖→解鎖→無加鎖狀態(tài)；3）寫-讀、寫-寫排斥的狀態(tài)轉(zhuǎn)移過程為：無加鎖狀態(tài)→加寫鎖→阻塞→等待→加寫鎖→解鎖→無加鎖狀態(tài)。

1.3 文件鎖數(shù)據(jù)交互機制

受電力系統(tǒng)保護開關(guān)接線的啟發(fā)，本文在建立的微服務(wù)層次結(jié)構(gòu)、時序邏輯模型和文件鎖狀態(tài)轉(zhuǎn)移模型的基礎(chǔ)上，設(shè)計了邊緣計算終端微服務(wù)的文件鎖數(shù)據(jù)交互機制，用于支撐微服務(wù)數(shù)據(jù)的有序存取。邊緣計算終端微服務(wù)的文件鎖數(shù)據(jù)交互機制如圖1 所示。

圖1 邊緣計算終端微服務(wù)的文件鎖數(shù)據(jù)交互機制Fig.1 File lock based data interaction mechanism for microservices of edge computing terminal

配電臺區(qū)邊緣計算終端業(yè)務(wù)所含微服務(wù)都會經(jīng)歷從數(shù)據(jù)庫讀取數(shù)據(jù)、執(zhí)行微服務(wù)和將數(shù)據(jù)寫入數(shù)據(jù)庫的過程。讀寫數(shù)據(jù)流母線將與閉合的一組讀鎖開關(guān)或?qū)戞i開關(guān)共同構(gòu)成微服務(wù)與數(shù)據(jù)庫間的數(shù)據(jù)流通路徑。數(shù)據(jù)庫是數(shù)據(jù)存放的倉庫，采用垂直分庫和水平分表相結(jié)合的方式構(gòu)建，通過垂直分庫可創(chuàng)建多個數(shù)據(jù)庫，每個數(shù)據(jù)庫中存放同類微服務(wù)的數(shù)據(jù)，通過水平分表可在每個數(shù)據(jù)庫內(nèi)創(chuàng)建多個表，每個表中存放不同配電臺區(qū)邊緣計算終端業(yè)務(wù)的微服務(wù)數(shù)據(jù)。

若沒有微服務(wù)的文件鎖數(shù)據(jù)同步機制，微服務(wù)的數(shù)據(jù)讀取開關(guān)和寫入開關(guān)則根據(jù)微服務(wù)自身讀寫需求閉合，易造成數(shù)據(jù)讀寫沖突問題，尤其在多微服務(wù)場景中更為顯著。通過微服務(wù)的文件鎖數(shù)據(jù)同步機制，使得各微服務(wù)的數(shù)據(jù)讀取開關(guān)和寫入開關(guān)合理有序閉合，從而避免微服務(wù)數(shù)據(jù)讀寫沖突，保證配電臺區(qū)邊緣計算終端業(yè)務(wù)的正常完成。

2 邊緣計算終端微服務(wù)的文件鎖數(shù)據(jù)同步機制

本文為了解決微服務(wù)的數(shù)據(jù)讀寫沖突問題，提出了邊緣計算終端微服務(wù)的文件鎖數(shù)據(jù)同步機制，所提出機制包括微服務(wù)分區(qū)機制、分區(qū)內(nèi)同步機制和分區(qū)間同步機制。微服務(wù)的文件鎖加鎖不僅受微服務(wù)時序邏輯的影響，還受微服務(wù)所處同步分區(qū)、微服務(wù)類型、讀寫時間等的影響，是多因素耦合的復雜問題。而所提出機制充分考慮了這些影響，并能有效避免微服務(wù)的數(shù)據(jù)讀寫沖突。為了便于讀者理解，本文繼續(xù)以配電臺區(qū)邊緣計算終端電價型負荷響應(yīng)業(yè)務(wù)為示例闡述所提出機制。

2.1 邊緣計算終端微服務(wù)的分區(qū)機制

2.1.1 分區(qū)機制

本文提出的邊緣計算終端微服務(wù)的分區(qū)機制共有3 個步驟：1）根據(jù)微服務(wù)時序邏輯圖中的橫向前向路徑最大微服務(wù)數(shù)，獲取分區(qū)列數(shù)；2）根據(jù)微服務(wù)時序邏輯圖中的縱向最大微服務(wù)數(shù)，獲取分區(qū)行數(shù)；3）依次將微服務(wù)時序邏輯圖中的所有前向路徑上的微服務(wù)填入分區(qū)空位中，已填寫的微服務(wù)不再填寫。

依據(jù)提出的分區(qū)機制，對配電臺區(qū)邊緣計算終端電價型負荷響應(yīng)業(yè)務(wù)中的微服務(wù)進行同步分區(qū)，結(jié)果如圖2 所示。圖2 中共有7 個微服務(wù)，分別為微服務(wù)1（1.負荷數(shù)據(jù)微服務(wù)）、微服務(wù)2（2.電量電價微服務(wù)）、微服務(wù)3（3.峰谷電價微服務(wù)）、微服務(wù)4（4.負荷預測微服務(wù)）、微服務(wù)5（5.彈性矩陣微服務(wù)）、微服務(wù)6（6.負荷響應(yīng)微服務(wù)）、微服務(wù)7（7.負荷控制微服務(wù)）。圖2 中的前向路徑①具有的最大微服務(wù)數(shù)為5，因此共有5 列，每列代表一個分區(qū)。圖2 中，縱向最大微服務(wù)數(shù)為2，因此共有2 行。將前向路徑①中的微服務(wù)1、3、5、6、7 填入第1 行，將前向路徑②中的微服務(wù)2 和微服務(wù)4 填入第2 行，剩余空位不填寫，最終得到了同步分區(qū)結(jié)果。圖中微服務(wù)間連線表示各微服務(wù)的前置關(guān)系。

圖2 微服務(wù)的同步分區(qū)機制示意圖Fig.2 Schematic diagram of synchronization partitioning mechanism for microservices

2.1.2 同步矩陣

微服務(wù)的文件鎖數(shù)據(jù)同步矩陣包括類型矩陣A、分區(qū)矩陣B和前置矩陣C。

類型矩陣A用于刻畫各微服務(wù)所屬的類型，記微服務(wù)個數(shù)為n，則類型矩陣A為1×n矩陣。矩陣元素1、2、3 分別表示采集類、分析類、控制類。

分區(qū)矩陣B用于刻畫各微服務(wù)所屬分區(qū)，記微服務(wù)個數(shù)為n，則分區(qū)矩陣B為1×n矩陣。若微服務(wù)i與微服務(wù)j同屬于分區(qū)k，則將分區(qū)矩陣B的第i和第j列元素置為k。

前置矩陣C用于刻畫各微服務(wù)的前置微服務(wù)，記微服務(wù)個數(shù)為n，則前置矩陣C為n×n矩陣。若微服務(wù)i是微服務(wù)j的前置微服務(wù)，則將前置矩陣C的第i行第j列元素置為1。

2.2 邊緣計算終端微服務(wù)的分區(qū)內(nèi)同步機制

2.2.1 分區(qū)內(nèi)同步機制

因文件鎖中的讀鎖具有共享特性，同一分區(qū)內(nèi)的同一類微服務(wù)可同時讀取相同的數(shù)據(jù)庫表。同一分區(qū)內(nèi)的不同類微服務(wù)因讀取的數(shù)據(jù)庫表不同，不存在沖突。因此，分區(qū)內(nèi)微服務(wù)的數(shù)據(jù)讀取過程不沖突。

因文件鎖中的寫鎖具有排斥特性，同一分區(qū)內(nèi)的同一類微服務(wù)不允許同時向相同的數(shù)據(jù)庫表寫入數(shù)據(jù)。同一分區(qū)內(nèi)的不同類微服務(wù)因?qū)懭氲臄?shù)據(jù)庫表不同，不存在沖突。因此，建立分區(qū)內(nèi)同步機制解決同一分區(qū)內(nèi)的同類微服務(wù)同時寫入的沖突風險。

現(xiàn)以分區(qū)1 的微服務(wù)1 和微服務(wù)2 為例闡述分區(qū)內(nèi)同步機制，如圖3 所示，該圖中共有2 種情況。假設(shè)微服務(wù)1 的數(shù)據(jù)讀取和微服務(wù)執(zhí)行時間之和小于微服務(wù)2，則微服務(wù)1 需要先寫入數(shù)據(jù)，因此先加寫鎖。微服務(wù)2 在微服務(wù)1 寫入數(shù)據(jù)過程中不允許加寫鎖，因此，需要等待微服務(wù)1 寫入解鎖后才可加寫鎖寫入數(shù)據(jù)，如圖3 中第1 種情況所示。若微服務(wù)1 在微服務(wù)2 執(zhí)行完成前寫入完畢，則微服務(wù)2 無須等待可直接寫入，如圖3 中第2 種情況所示。

圖3 分區(qū)內(nèi)同步機制示意圖Fig.3 Schematic diagram of in-area synchronization mechanism in partition

2.2.2 分區(qū)內(nèi)同步時間模型

分區(qū)內(nèi)同步時間模型用于刻畫分區(qū)內(nèi)同步機制下各微服務(wù)文件鎖加鎖的時序配合過程，具體如下：

式 中：Tini，h，a，m、Trl，h，a，m、Tro，h，a，m、Tex，h，a，m、Twl，h，a，m和Two，h，a，m分 別 為 分 區(qū)h的 第a類 微 服 務(wù) 中 的 第m個 微服務(wù)的起始時間戳、加讀鎖時間戳、解讀鎖時間戳、執(zhí)行完成時間戳、加寫鎖時間戳和解寫鎖時間戳；tc，h，a，m、tr，h，a，m和tw，h，a，m分 別 為 分 區(qū)h的 第a類 微 服 務(wù)中的第m個微服務(wù)的執(zhí)行時長、讀取時長和寫入時長；dr，h，a，m和dw，h，a，m分 別 為 分 區(qū)h的 第a類 微 服 務(wù) 中的第m個微服務(wù)的讀數(shù)據(jù)量和寫數(shù)據(jù)量；αr和αw分別為讀取和寫入時長系數(shù)。

2.3 邊緣計算終端微服務(wù)的分區(qū)間同步機制

2.3.1 分區(qū)間同步機制

為了避免微服務(wù)跨分區(qū)的讀寫沖突風險，需建立分區(qū)間同步機制，分區(qū)間同步機制包括了前置同步和非前置同步2 種。

1）前置同步機制

前置同步機制是指微服務(wù)需要等待其所有前置微服務(wù)完成寫入后才可加讀鎖讀取數(shù)據(jù)，從而避免微服務(wù)的讀寫沖突。

現(xiàn)以分區(qū)1 和分區(qū)2 的微服務(wù)為例闡述前置同步機制，如圖4 所示。微服務(wù)1 和微服務(wù)2 均為微服務(wù)3 和微服務(wù)4 的前置微服務(wù)，當微服務(wù)1 完成數(shù)據(jù)寫入后微服務(wù)3 和微服務(wù)4 準備加讀鎖讀取數(shù)據(jù)。但此時，微服務(wù)2 準備加寫鎖寫入數(shù)據(jù)，將造成微服務(wù)的讀寫沖突。此時，微服務(wù)3 和微服務(wù)4 均需等待其前置微服務(wù)1 和微服務(wù)2 完成寫入后才加讀鎖。

圖4 前置同步機制示意圖Fig.4 Schematic diagram of pre-synchronization mechanism

2）非前置同步機制

非前置同步機制是指處于后一分區(qū)的微服務(wù)需等待前一分區(qū)同類微服務(wù)和與其前置微服務(wù)同類的微服務(wù)完成寫入后才可開始加讀鎖讀取數(shù)據(jù)，從而避免微服務(wù)的讀寫沖突。

現(xiàn)以分區(qū)2 和分區(qū)3 的微服務(wù)為例闡述非前置同步機制，如圖5 所示。當微服務(wù)3 完成數(shù)據(jù)寫入后，微服務(wù)5 準備加讀鎖讀取數(shù)據(jù)，但此時微服務(wù)4準備加寫鎖寫入數(shù)據(jù)，將造成微服務(wù)的讀寫沖突。此時，微服務(wù)5 的前置微服務(wù)為微服務(wù)3，微服務(wù)4為微服務(wù)5 的前一分區(qū)內(nèi)同類微服務(wù)，因此，微服務(wù)5 需等待微服務(wù)3 和微服務(wù)4 完成寫入后才可以開始加讀鎖。因非前置同步與前置同步在時序配合方法上相似，在后續(xù)文件鎖加鎖時間模型中，微服務(wù)4也可視作微服務(wù)5 的前置微服務(wù)來計算。

圖5 非前置同步機制示意圖Fig.5 Schematic diagram of non-pre-synchronization mechanism

2.3.2 分區(qū)間同步時間模型

分區(qū)間同步時間模型用于刻畫分區(qū)間同步機制下各微服務(wù)文件鎖加鎖的時序配合過程，具體如下：

式中：pj和pk分別為微服務(wù)j和微服務(wù)k；ckj為前置矩陣C中 第k行 第j列 元 素；Two，cr，h，pk為 分 區(qū) 間 同 步 機制 下 分 區(qū)h內(nèi) 微 服 務(wù)k的 解 寫 鎖 時 間 戳；Tini，cr，h+1，pj、Trl，cr，h+1，pj、Tro，cr，h+1，pj和Tex，cr，h+1，pj分 別 為 分 區(qū) 間 同 步機制下分區(qū)h+1 內(nèi)微服務(wù)j的起始時間戳、加讀鎖時 間 戳、解 讀 鎖 時 間 戳、執(zhí) 行 完 成 時 間 戳；tr，cr，h+1，pj、tc，cr，h+1，pj和dr，cr，h+1，pj分 別 為 分 區(qū) 間 同 步 機 制 下 分 區(qū)h+1 內(nèi)微服務(wù)j的讀取時長、執(zhí)行時長和讀取數(shù)據(jù)量。

3 邊緣計算終端微服務(wù)的文件鎖加鎖方法

邊緣計算終端微服務(wù)的文件鎖加鎖結(jié)果求解流程如附錄A 圖A4 所示。本文文件鎖的加鎖不僅受時序邏輯的影響，還受微服務(wù)所處同步分區(qū)、微服務(wù)類型、讀寫時間等的影響。通過所提出方法，可以獲得在本文微服務(wù)文件鎖數(shù)據(jù)同步機制下，各微服務(wù)加讀鎖、解讀鎖、執(zhí)行完成、加寫鎖、解寫鎖的時間戳。

本文所提出機制的適用性分析：首先，本文每個配電臺區(qū)邊緣計算終端的業(yè)務(wù)由微服務(wù)構(gòu)成，微服務(wù)間具有時序邏輯性，而不同時序邏輯結(jié)構(gòu)均可采用本文4 種類型的支路構(gòu)成，因此時序邏輯圖的構(gòu)成是完備的。接著，本文提出的同步分區(qū)機制是在時序邏輯圖的基礎(chǔ)上，依據(jù)所有前向路徑，將微服務(wù)進行分區(qū)，因此對于不同的時序邏輯圖而言，同步分區(qū)機制依然適用。最后，本文文件鎖的加鎖不僅受時序邏輯的影響，還受微服務(wù)所處同步分區(qū)、微服務(wù)類型、讀寫時間等的影響，所提出分區(qū)內(nèi)同步和分區(qū)間同步機制均充分考慮了這些影響，并已給出了討論分析。因此，本文所提出機制對于其他具有微服務(wù)時序邏輯的配電臺區(qū)邊緣計算終端業(yè)務(wù)仍具有適用性。

本文所提出機制的技術(shù)實現(xiàn)與實時性分析：本文同步分區(qū)機制與微服務(wù)執(zhí)行延時無關(guān)。本文分區(qū)內(nèi)同步機制避免微服務(wù)同時寫入沖突的方法，在技術(shù)實現(xiàn)中采用寫入請求先到先寫的方式來實現(xiàn)先執(zhí)行完的微服務(wù)先加寫鎖寫入數(shù)據(jù)，不依賴于微服務(wù)執(zhí)行延時為確定值。本文分區(qū)間同步機制避免微服務(wù)讀寫沖突的方法，在技術(shù)實現(xiàn)中采用事件中斷的方式來實現(xiàn)每個微服務(wù)在其前置微服務(wù)寫鎖解鎖后加讀鎖讀取數(shù)據(jù)，也不依賴于微服務(wù)執(zhí)行延時為確定值。因此，所提出機制的有效性不依賴于微服務(wù)執(zhí)行延時為確定值。而本文算例分析為了更好讓讀者易懂，以微服務(wù)延時為確定值的方式展示本文機制的有效性。此外，所提出機制的同步耗時受微服務(wù)數(shù)量、微服務(wù)時序邏輯結(jié)構(gòu)、微服務(wù)分解度的影響，本文工作正為分析這些影響和降低同步耗時提供了手段，且所提出機制是解決邊緣計算終端數(shù)據(jù)讀寫沖突的一種直接有效手段，與微服務(wù)輕量級理念相一致。因此，所提出機制在適應(yīng)實時性業(yè)務(wù)方面仍具有優(yōu)勢。

4 算例分析

4.1 仿真參數(shù)

本文以配電臺區(qū)邊緣計算終端電價型負荷響應(yīng)業(yè)務(wù)的微服務(wù)時序邏輯圖為例進行文件鎖數(shù)據(jù)同步機制有效性的驗證和算例分析，具體如附錄A 圖A2所示，仿真參數(shù)如表A2 所示。表中包含了業(yè)務(wù)所含各微服務(wù)、讀取數(shù)據(jù)量、寫入數(shù)據(jù)量、執(zhí)行時長及相應(yīng)矩陣。本文在MATLAB 軟件環(huán)境上搭建面向配用電物聯(lián)網(wǎng)邊緣計算終端微服務(wù)的仿真平臺，硬件環(huán)境為：CPU 型號為Intel Core i7-9700，GPU 型號為AMD Radeon R7 430，內(nèi)存容量為8 GB。

4.2 邊緣計算終端微服務(wù)的文件鎖加鎖結(jié)果

采用本文邊緣計算終端微服務(wù)的文件鎖數(shù)據(jù)同步機制，得到各微服務(wù)的文件鎖加鎖結(jié)果如附錄A表A3 所示。表中展示了各微服務(wù)的加讀鎖、解讀鎖、執(zhí)行完成、加寫鎖和解寫鎖狀態(tài)的時間戳。

由附錄A 表A3 可知，微服務(wù)1 在0.152 0 s 執(zhí)行完成，微服務(wù)2 在0.151 5 s 執(zhí)行完成，微服務(wù)2 先于微服務(wù)1 執(zhí)行完成，先加寫鎖。微服務(wù)2 寫入數(shù)據(jù)的時間段為0.151 5 s 至0.154 5 s，由于寫鎖的排斥特性，微服務(wù)1 等待至0.154 5 s 才加寫鎖，有效避免了寫入沖突，驗證了分區(qū)內(nèi)同步機制的有效性。

微服務(wù)1 和微服務(wù)2 均為微服務(wù)3 的前置微服務(wù)，微服務(wù)1 在0.154 5 s 解寫鎖，微服務(wù)2 在0.158 1 s 解寫鎖，在分區(qū)間同步機制下微服務(wù)3 需等待至0.158 1 s 加讀鎖，有效避免了讀寫沖突，驗證了前置同步機制的有效性。

微服務(wù)3 為微服務(wù)5 的前置微服務(wù)，微服務(wù)4 為微服務(wù)5 的非前置微服務(wù)，微服務(wù)3 在0.312 6 s 解寫鎖，微服務(wù)4 在0.415 9 s 解寫鎖，在分區(qū)間同步機制下微服務(wù)5 需等待至0.415 9 s 加讀鎖，有效避免了讀寫沖突，驗證了非前置同步機制的有效性。

各類數(shù)據(jù)庫的讀寫記錄如附錄A 表A4 所示。表中展示了各微服務(wù)對數(shù)據(jù)庫的讀、寫操作記錄和讀、寫耗時。該讀寫結(jié)果與微服務(wù)的時序邏輯具有一致性，說明讀寫的數(shù)據(jù)庫對象正確。

根據(jù)各微服務(wù)的寫入時刻、寫入時長、寫入數(shù)據(jù)量可得到各數(shù)據(jù)庫及邊緣計算終端的累計寫入數(shù)據(jù)量，如附錄A 圖A5 所示。邊緣計算終端的累計寫入數(shù)據(jù)量為各數(shù)據(jù)庫累計寫入數(shù)據(jù)量之和。

4.3 時序邏輯結(jié)構(gòu)對文件鎖加鎖的影響

時序邏輯結(jié)構(gòu)改變后，如附錄A 圖A6 所示，原本的微服務(wù)3 從串聯(lián)支路移到了并聯(lián)支路，與微服務(wù)2 和微服務(wù)3 構(gòu)成并聯(lián)支路。采用本文邊緣計算終端微服務(wù)的文件鎖數(shù)據(jù)同步機制，得到時序邏輯結(jié)構(gòu)改變后的文件鎖加鎖結(jié)果如表A5 所示，累計寫入數(shù)據(jù)量統(tǒng)計結(jié)果如圖A7 所示。時序邏輯結(jié)構(gòu)改變對數(shù)據(jù)同步的影響，如表A6 所示。表中，讀寫耗時占比為讀寫總耗時與業(yè)務(wù)期望延時之比，同步耗時占比為同步總耗時與業(yè)務(wù)期望延時之比，本文該業(yè)務(wù)期望延時為1 s。

由附錄A 表A5 可知，在分區(qū)內(nèi)同步機制下，微服務(wù)2 在0.151 5 s 執(zhí)行完成先加寫鎖，微服務(wù)3 需等待至0.154 5 s 加寫鎖，微服務(wù)1 需等待至0.157 5 s加寫鎖，有效避免了寫入沖突。

微服務(wù)4 和微服務(wù)5 在分區(qū)間同步機制下，在0.161 1 s 加讀鎖。由于微服務(wù)5 在0.312 6 s 執(zhí)行完成先加寫鎖，在0.315 0 s 解寫鎖，而此時微服務(wù)4 仍處于執(zhí)行過程中，無須加寫鎖，無寫入沖突。待微服務(wù)4 在0.414 1 s 執(zhí)行完成后，由于無寫入沖突，可直接加寫鎖寫入數(shù)據(jù)。

由附錄A 表A6 可知，時序邏輯結(jié)構(gòu)改變對同步總耗時和業(yè)務(wù)總時長產(chǎn)生影響。在時序邏輯改變前，同步總耗時為0.105 8 s，業(yè)務(wù)總時長為0.881 0 s，時序邏輯改變后，同步總耗時為0.008 5 s，業(yè)務(wù)總時長為0.730 1 s，其原因在于時序邏輯改變后串聯(lián)支路數(shù)量減少有利于同步總耗時和業(yè)務(wù)總時長的減少。

4.4 采用文件鎖數(shù)據(jù)同步機制前后結(jié)果的對比

在時序邏輯結(jié)構(gòu)改變的基礎(chǔ)上，本文對比了采用文件鎖數(shù)據(jù)同步機制前后的結(jié)果，如附錄A 表A7所示。由表A7 可知，沒有采用文件鎖數(shù)據(jù)同步機制前雖沒有同步耗時開銷，但因為存在微服務(wù)同時寫入或同時讀寫的現(xiàn)象，形成了沖突時段。而采用文件鎖數(shù)據(jù)同步機制后雖產(chǎn)生了同步耗時的開銷，但有效避免了微服務(wù)的數(shù)據(jù)讀寫沖突問題，提高了數(shù)據(jù)讀寫的可靠性。時序邏輯結(jié)構(gòu)改變后，微服務(wù)沖突個數(shù)從2 個增加至3 個，其原因在于并聯(lián)支路中微服務(wù)的數(shù)量增加，而采用文件鎖數(shù)據(jù)同步機制后，仍然能有效避免時序邏輯結(jié)構(gòu)變化后帶來的沖突風險。

4.5 考慮不同微服務(wù)分解度的結(jié)果對比分析

微服務(wù)分解度指業(yè)務(wù)分解為微服務(wù)的顆粒度大小，可由業(yè)務(wù)分解后的微服務(wù)數(shù)量體現(xiàn)。在附錄A圖A6 基礎(chǔ)上將采集類微服務(wù)1、2、3 合并為一個采集類微服務(wù)，將分析類微服務(wù)4、5、6 合并為一個分析類微服務(wù)，則該業(yè)務(wù)的微服務(wù)數(shù)量由7 變?yōu)?。

本文對比了微服務(wù)合并前后的結(jié)果，如附錄A表A8 所示。表中，讀寫耗時占比為讀寫總耗時與業(yè)務(wù)期望延時之比，同步耗時占比為同步總耗時與業(yè)務(wù)期望延時之比，本文該業(yè)務(wù)期望延時為1 s。

由附錄A 表A8 可知，微服務(wù)分解度對同步總耗時和業(yè)務(wù)總時長產(chǎn)生影響。合并后的微服務(wù)等效于被合并的微服務(wù)以串聯(lián)的方式執(zhí)行，使同步總耗時減少為0，但卻增加了業(yè)務(wù)總時長。合并后業(yè)務(wù)的總時長為1.187 5 s，顯然已經(jīng)超出了該業(yè)務(wù)的期望延時，因此微服務(wù)分解度需兼顧同步總耗時和業(yè)務(wù)延時進行合理設(shè)計。

4.6 不同微服務(wù)數(shù)據(jù)同步機制對比分析

本文將所提出的文件鎖數(shù)據(jù)同步機制與隊列機制、獨立空間機制進行了對比，如附錄A 表A9 所示。由表A9 可知，在數(shù)據(jù)讀寫可靠性層面，3 種機制均能滿足要求；在實時性層面，本文機制介于隊列機制和獨立空間機制二者之間，隊列機制下的業(yè)務(wù)總時長最大，獨立空間機制下的業(yè)務(wù)總時長最小；在存儲空間占用層面，獨立空間機制下所需占用的存儲空間是本文機制和隊列機制的2 倍。因此，綜合考慮數(shù)據(jù)讀寫可靠性、實時性和存儲空間3 個方面，本文機制更具有優(yōu)勢。

采用隊列機制和獨立空間機制獲得的微服務(wù)數(shù)據(jù)讀寫時間結(jié)果分別如附錄A 表A10 和表A11 所示。由表A10 可知，在隊列機制下各微服務(wù)按隊列先后順序從數(shù)據(jù)庫讀取數(shù)據(jù)和寫入數(shù)據(jù)，隊列機制保證了微服務(wù)數(shù)據(jù)讀寫的有序進行，避免數(shù)據(jù)讀寫沖突。采用隊列機制后，業(yè)務(wù)完成的時長為0.732 1 s，存儲空間占用量與本文機制相同。由表A11 可知，在獨立空間機制下各微服務(wù)無須等待彼此讀取數(shù)據(jù)和寫入數(shù)據(jù)的完成，從而降低了業(yè)務(wù)完成的時長。采用獨立空間機制后，業(yè)務(wù)完成的時長為0.724 6 s，雖然微服務(wù)通過額外開辟獨立存儲空間能有效避免數(shù)據(jù)讀寫沖突，實時性較強，但卻使得存儲空間占用增大。

5 結(jié)語

本文提出了一種配電物聯(lián)網(wǎng)臺區(qū)邊緣計算終端微服務(wù)的文件鎖數(shù)據(jù)同步機制，用于解決微服務(wù)數(shù)據(jù)讀寫沖突問題。仿真結(jié)果表明，所提出機制能有效避免微服務(wù)的數(shù)據(jù)讀寫沖突，而微服務(wù)時序邏輯結(jié)構(gòu)和微服務(wù)分解度均會對數(shù)據(jù)同步耗時產(chǎn)生影響，合理的微服務(wù)時序邏輯結(jié)構(gòu)和微服務(wù)分解度有利于減少同步總耗時和業(yè)務(wù)總時長，更好滿足業(yè)務(wù)延時要求。本文工作為分析這些影響提供了有效手段，也為邊緣計算終端的微服務(wù)數(shù)據(jù)同步機制、微服務(wù)時序邏輯和微服務(wù)分解度的工程研發(fā)設(shè)計提供參考依據(jù)。此外，本文所提出的文件鎖數(shù)據(jù)同步機制相較于隊列機制在同步耗時和業(yè)務(wù)總時長方面更具優(yōu)勢，相較于獨立空間機制在存儲空間占用上更具優(yōu)勢。

本文工作既為后續(xù)研究考慮微服務(wù)數(shù)據(jù)同步機制的計算資源優(yōu)化配置與調(diào)度問題奠定基礎(chǔ)，也為后續(xù)研究配電臺區(qū)邊緣計算終端云邊協(xié)同業(yè)務(wù)的高并發(fā)數(shù)據(jù)同步問題奠定基礎(chǔ)。

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