#额。。你居然使用matlab做的题= =。。。我是用R语言做的。。。matlab不知道代码怎么写。。但意思应该是一样的。。都是用那个automated model selection来做。。。#
额话说我是大学本科数学还有统计专业的。。不知道能不能帮上你,太高深的也不懂,你试试。
我记得我之前做过类似的题。。你先载入library(forecast)然后nsdiffs一下你的data和周期。。原来数据和log之后都行。。看哪个diagnostic之后通过。。然后用auto.arima就是AIC或者BIC method自动fit个model。test model行不行。最后用forecast往下预测几个周期就好啦。。第一个图是我以前做的那个题的全部代码。。下面我截图了两段代码。。你试试。。
用auto.arima去fit你的data看一下。
然后我当时是周期12,往下预测5段的。。所有h=5*12=60.。。你用你的data往下试试。。
>nsdiffs(data,6)
之后看一下差分次数多少。。不行的话你看看log之后可以么?
>nsdiffs(log(data),6)
>ndiffs(diff(log(data),6))
.....
啊对了。。突然想到。。既然要预测的话你有试过auto.arima么。。让R自己弄阶数吧。。。用AIC,BIC来预测后面的。。。等下啊。。我写段代码给你。。
你看看不行的话,能把数据发给我么~~我也蛮想试下怎么往下预测的。。恩~~交流万岁~~
Redis支持RDB和AOF两种持久化机制,持久化功能有效地避免因进程退出造成的数据丢失问题,当下次重启时利用之前持久化的文件即可实现数据恢复。理解掌握持久化机制对于Redis运维非常重要。本章内容如下:
·首先介绍RDB、AOF的配置和运行流程,以及控制持久化的相关命令,如bgsave和bgrewriteaof。
·其次对常见持久化问题进行分析定位和优化。
·最后结合Redis常见 的单机多实例部署场景进行优化。
5.1 RDB
RDB持久化是把当前进程数据生成快照保存到硬盘的过程,触发RDB持久化过程分为手动触发和自动触发。
5.1.1 触发机制
手动触发分别对应save和bgsave命令:
·save命令:阻塞当前Redis服务器,直到RDB过程完成为止,对于内存比较大的实例会造成长时间阻塞,线上环境不建议使用。运行save命令对应
的Redis日志如下:
* DB saved on disk
·bgsave命令:Redis进程执行fork操作创建子进程,RDB持久化过程由子进程负责,完成后自动结束。阻塞只发生在fork阶段,一般时间很短。运行bgsave命令对应的Redis日志如下:
* Background saving started by pid 3151
* DB saved on disk
* RDB: 0 MB of memory used by copy-on-write
* Background saving terminated with success
显然bgsave命令是针对save阻塞问题做的优化。因此Redis内部所有的涉及RDB的操作都采用bgsave的方式,而save命令已经废弃。
除了执行命令手动触发之外,Redis内部还存在自动触发RDB的持久化机制,例如以下场景:
1)使用save相关配置,如“save m n”。表示m秒内数据集存在n次修改时,自动触发bgsave。
2)如果从节点执行全量复制操作,主节点自动执行bgsave生成RDB文件并发送给从节点,更多细节见6.3节介绍的复制原理。
3)执行debug reload命令重新加载Redis时,也会自动触发save操作。
4)默认情况下执行shutdown命令时,如果没有开启AOF持久化功能则自动执行bgsave。
5.1.2 流程说明
bgsave是主流的触发RDB持久化方式,下面根据图5-1了解它的运作流程。
1)执行bgsave命令,Redis父进程判断当前是否存在正在执行的子进程,如RDB/AOF子进程,如果存在bgsave命令直接返回。
2)父进程执行fork操作创建子进程,fork操作过程中父进程会阻塞,通过info stats命令查看latest_fork_usec选项,可以获取最近一个fork操作的耗时,单位为微秒。
3)父进程fork完成后,bgsave命令返回“Background saving started”信息并不再阻塞父进程,可以继续响应其他命令。
4)子进程创建RDB文件,根据父进程内存生成临时快照文件,完成后对原有文件进行原子替换。执行lastsave命令可以获取最后一次生成RDB的时间,对应info统计的rdb_last_save_time选项。
5)进程发送信号给父进程表示完成,父进程更新统计信息,具体见info Persistence下的rdb_*相关选项。
5.1.3 RDB文件的处理
保存:RDB文件保存在dir配置指定的目录下,文件名通过dbfilename配置指定。可以通过执行config set dir{newDir}和config setdbfilename{newFileName}运行期动态执行,当下次运行时RDB文件会保存到新目录。
运维提示
当遇到坏盘或磁盘写满等情况时,可以通过config set dir{newDir}在线修改文件路径到可用的磁盘路径,之后执行bgsave进行磁盘切换,同样适用于AOF持久化文件。
压缩:Redis默认采用LZF算法对生成的RDB文件做压缩处理,压缩后的文件远远小于内存大小,默认开启,可以通过参数config set rdbcompression{yes|no}动态修改。
运维提示
虽然压缩RDB会消耗CPU,但可大幅降低文件的体积,方便保存到硬盘或通过网络发送给从节点,因此线上建议开启。
校验:如果Redis加载损坏的RDB文件时拒绝启动,并打印如下日志:
# Short read or OOM loading DB. Unrecoverable error, aborting now.
这时可以使用Redis提供的redis-check-dump工具检测RDB文件并获取对应的错误报告。
5.1.4 RDB的优缺点
RDB的优点:
·RDB是一个紧凑压缩的二进制文件,代表Redis在某个时间点上的数据快照。非常适用于备份,全量复制等场景。比如每6小时执行bgsave备份,并把RDB文件拷贝到远程机器或者文件系统中(如hdfs),用于灾难恢复。
·Redis加载RDB恢复数据远远快于AOF的方式。
RDB的缺点:
·RDB方式数据没办法做到实时持久化/秒级持久化。因为bgsave每次运行都要执行fork操作创建子进程,属于重量级操作,频繁执行成本过高。
·RDB文件使用特定二进制格式保存,Redis版本演进过程中有多个格式的RDB版本,存在老版本Redis服务无法兼容新版RDB格式的问题。针对RDB不适合实时持久化的问题,Redis提供了AOF持久化方式来解决。
5.2 AOF
AOF(append only file)持久化:以独立日志的方式记录每次写命令,重启时再重新执行AOF文件中的命令达到恢复数据的目的。AOF的主要作用是解决了数据持久化的实时性,目前已经是Redis持久化的主流方式。理解掌握好AOF持久化机制对我们兼顾数据安全性和性能非常有帮助。
5.2.1 使用AOF
开启AOF功能需要设置配置:appendonly yes,默认不开启。AOF文件名通过appendfilename配置设置,默认文件名是appendonly.aof。保存路径同RDB持久化方式一致,通过dir配置指定。AOF的工作流程操作:命令写入(append)、文件同步(sync)、文件重写(rewrite)、重启加载(load),如图5-2所示。
1)所有的写入命令会追加到aof_buf(缓冲区)中。
2)AOF缓冲区根据对应的策略向硬盘做同步操作。
3)随着AOF文件越来越大,需要定期对AOF文件进行重写,达到压缩的目的。
4)当Redis服务器重启时,可以加载AOF文件进行数据恢复。了解AOF工作流程之后,下面针对每个步骤做详细介绍。
5.2.2 命令写入
AOF命令写入的内容直接是文本协议格式。例如set hello world这条命令,在AOF缓冲区会追加如下文本:*3\r\n$3\r\nset\r\n$5\r\nhello\r\n$5\r\nworld\r\n
Redis协议格式具体说明见4.1客户端协议小节,这里不再赘述,下面介
绍关于AOF的两个疑惑:
1)AOF为什么直接采用文本协议格式?可能的理由如下:
·文本协议具有很好的兼容性。
·开启AOF后,所有写入命令都包含追加操作,直接采用协议格式,避免了二次处理开销。
·文本协议具有可读性,方便直接修改和处理。
2)AOF为什么把命令追加到aof_buf中?Redis使用单线程响应命令,如果每次写AOF文件命令都直接追加到硬盘,那么性能完全取决于当前硬盘负载。先写入缓冲区aof_buf中,还有另一个好处Redis可以提供多种缓冲区同步硬盘的策略,在性能和安全性方面做出平衡。
5.2.3 文件同步
Redis提供了多种AOF缓冲区同步文件策略,由参数appendfsync控制,不同值的含义如表5-1所示。
表5-1 AOF缓冲区同步文件策略
系统调用write和fsync说明:
·write操作会触发延迟写(delayed write)机制。Linux在内核提供页缓冲区用来提高硬盘IO性能。write操作在写入系统缓冲区后直接返回。同步硬盘操作依赖于系统调度机制,例如:缓冲区页空间写满或达到特定时间周期。同步文件之前,如果此时系统故障宕机,缓冲区内数据将丢失。
·fsync针对单个文件操作(比如AOF文件),做强制硬盘同步,fsync将阻塞直到写入硬盘完成后返回,保证了数据持久化。除了write、fsync,Linux还提供了sync、fdatasync操作,具体API说明参
见:http://linux.die.net/man/2/write,http://linux.die.net/man/2/fsync,http://linux.die.net/man/2/sync
·配置为always时,每次写入都要同步AOF文件,在一般的SATA硬盘上,Redis只能支持大约几百TPS写入,显然跟Redis高性能特性背道而驰,不建议配置。
·配置为no,由于操作系统每次同步AOF文件的周期不可控,而且会加大每次同步硬盘的数据量,虽然提升了性能,但数据安全性无法保证。
·配置为everysec,是建议的同步策略,也是默认配置,做到兼顾性能和数据安全性。理论上只有在系统突然宕机的情况下丢失1秒的数据。(严格来说最多丢失1秒数据是不准确的,5.3节会做具体介绍到。)
5.2.4 重写机制
随着命令不断写入AOF,文件会越来越大,为了解决这个问题,Redis引入AOF重写机制压缩文件体积。AOF文件重写是把Redis进程内的数据转化为写命令同步到新AOF文件的过程。
重写后的AOF文件为什么可以变小?有如下原因:
1)进程内已经超时的数据不再写入文件。
2)旧的AOF文件含有无效命令,如del key1、hdel key2、srem keys、set
a111、set a222等。重写使用进程内数据直接生成,这样新的AOF文件只保留最终数据的写入命令。
3)多条写命令可以合并为一个,如:lpush list a、lpush list b、lpush list c可以转化为:lpush list a b c。为了防止单条命令过大造成客户端缓冲区溢出,对于list、set、hash、zset等类型操作,以64个元素为界拆分为多条。
AOF重写降低了文件占用空间,除此之外,另一个目的是:更小的AOF文件可以更快地被Redis加载。AOF重写过程可以手动触发和自动触发:
·手动触发:直接调用bgrewriteaof命令。
·自动触发:根据auto-aof-rewrite-min-size和auto-aof-rewrite-percentage参数确定自动触发时机。
·auto-aof-rewrite-min-size:表示运行AOF重写时文件最小体积,默认为64MB。
·auto-aof-rewrite-percentage:代表当前AOF文件空间(aof_current_size)和上一次重写后AOF文件空间(aof_base_size)的比值。自动触发时机=aof_current_size>auto-aof-rewrite-min-size&&(aof_current_size-aof_base_size)/aof_base_size>=auto-aof-rewrite-percentage其中aof_current_size和aof_base_size可以在info Persistence统计信息中查看。当触发AOF重写时,内部做了哪些事呢?下面结合图5-3介绍它的运行流程。
图5-3 AOF重写运作流程
流程说明:
1)执行AOF重写请求。
如果当前进程正在执行AOF重写,请求不执行并返回如下响应:
ERR Background append only file rewriting already in progress
如果当前进程正在执行bgsave操作,重写命令延迟到bgsave完成之后再执行,返回如下响应:
Background append only file rewriting scheduled
2)父进程执行fork创建子进程,开销等同于bgsave过程。
3.1)主进程fork操作完成后,继续响应其他命令。所有修改命令依然写入AOF缓冲区并根据appendfsync策略同步到硬盘,保证原有AOF机制正确性。
3.2)由于fork操作运用写时复制技术,子进程只能共享fork操作时的内存数据。由于父进程依然响应命令,Redis使用“AOF重写缓冲区”保存这部分新数据,防止新AOF文件生成期间丢失这部分数据。
4)子进程根据内存快照,按照命令合并规则写入到新的AOF文件。每次批量写入硬盘数据量由配置aof-rewrite-incremental-fsync控制,默认为32MB,防止单次刷盘数据过多造成硬盘阻塞。
5.1)新AOF文件写入完成后,子进程发送信号给父进程,父进程更新统计信息,具体见info persistence下的aof_*相关统计。
5.2)父进程把AOF重写缓冲区的数据写入到新的AOF文件。
5.3)使用新AOF文件替换老文件,完成AOF重写。
5.2.5 重启加载
AOF和RDB文件都可以用于服务器重启时的数据恢复。如图5-4所示,表示Redis持久化文件加载流程。
流程说明:
1)AOF持久化开启且存在AOF文件时,优先加载AOF文件,打印如下日志:
* DB loaded from append only file: 5.841 seconds
2)AOF关闭或者AOF文件不存在时,加载RDB文件,打印如下日志:
* DB loaded from disk: 5.586 seconds
3)加载AOF/RDB文件成功后,Redis启动成功。
4)AOF/RDB文件存在错误时,Redis启动失败并打印错误信息。
5.2.6 文件校验
加载损坏的AOF文件时会拒绝启动,并打印如下日志:
# Bad file format reading the append only file: make a backup of your AOF file,
then use ./redis-check-aof --fix <filename>
运维提示
对于错误格式的AOF文件,先进行备份,然后采用redis-check-aof--fix命令进行修复,修复后使用diff-u对比数据的差异,找出丢失的数据,有些可以人工修改补全。
AOF文件可能存在结尾不完整的情况,比如机器突然掉电导致AOF尾部文件命令写入不全。Redis为我们提供了aof-load-truncated配置来兼容这种情况,默认开启。加载AOF时,当遇到此问题时会忽略并继续启动,同时打印
如下警告日志:
# !!! Warning: short read while loading the AOF file !!!
# !!! Truncating the AOF at offset 397856725 !!!
# AOF loaded anyway because aof-load-truncated is enabled
5.3 问题定位与优化
Redis持久化功能一直是影响Redis性能的高发地,本节我们结合常见的持久化问题进行分析定位和优化。
5.3.1 fork操作
当Redis做RDB或AOF重写时,一个必不可少的操作就是执行fork操作创建子进程,对于大多数操作系统来说fork是个重量级错误。虽然fork创建的子进程不需要拷贝父进程的物理内存空间,但是会复制父进程的空间内存页表。例如对于10GB的Redis进程,需要复制大约20MB的内存页表,因此fork操作耗时跟进程总内存量息息相关,如果使用虚拟化技术,特别是Xen虚拟机,fork操作会更耗时。
fork耗时问题定位:对于高流量的Redis实例OPS可达5万以上,如果fork操作耗时在秒级别将拖Redis几万条命令执行,对线上应用延迟影响非常明显。正常情况下fork耗时应该是每GB消耗20毫秒左右。可以在info stats统计中查latest_fork_usec指标获取最近一次fork操作耗时,单位微秒。
如何改善fork操作的耗时:
1)优先使用物理机或者高效支持fork操作的虚拟化技术,避免使用Xen。
2)控制Redis实例最大可用内存,fork耗时跟内存量成正比,线上建议每个Redis实例内存控制在10GB以内。
3)合理配置Linux内存分配策略,避免物理内存不足导致fork失败,具体细节见12.1节“Linux配置优化”。
4)降低fork操作的频率,如适度放宽AOF自动触发时机,避免不必要的全量复制等。
5.3.2 子进程开销监控和优化
子进程负责AOF或者RDB文件的重写,它的运行过程主要涉及CPU、内存、硬盘三部分的消耗。
1.CPU
·CPU开销分析。子进程负责把进程内的数据分批写入文件,这个过程属于CPU密集操作,通常子进程对单核CPU利用率接近90%.
·CPU消耗优化。Redis是CPU密集型服务,不要做绑定单核CPU操作。由于子进程非常消耗CPU,会和父进程产生单核资源竞争。不要和其他CPU密集型服务部署在一起,造成CPU过度竞争。如果部署多个Redis实例,尽量保证同一时刻只有一个子进程执行重写工作,具体细节见5.4节多实例部署”。
2.内存
·内存消耗分析。子进程通过fork操作产生,占用内存大小等同于父进程,理论上需要两倍的内存来完成持久化操作,但Linux有写时复制机制(copy-on-write)。父子进程会共享相同的物理内存页,当父进程处理写请求时会把要修改的页创建副本,而子进程在fork操作过程中共享整个父进程内存快照。
·内存消耗监控。RDB重写时,Redis日志输出容如下:
* Background saving started by pid 7692
* DB saved on disk
* RDB: 5 MB of memory used by copy-on-write
* Background saving terminated with success
如果重写过程中存在内存修改操作,父进程负责创建所修改内存页的副本,从日志中可以看出这部分内存消耗了5MB,可以等价认为RDB重写消耗了5MB的内存。
AOF重写时,Redis日志输出容如下:
* Background append only file rewriting started by pid 8937
* AOF rewrite child asks to stop sending diffs.
* Parent agreed to stop sending diffs. Finalizing AOF...
* Concatenating 0.00 MB of AOF diff received from parent.
* SYNC append only file rewrite performed
* AOF rewrite: 53 MB of memory used by copy-on-write
* Background AOF rewrite terminated with success
* Residual parent diff successfully flushed to the rewritten AOF (1.49 MB)
* Background AOF rewrite finished successfully
父进程维护页副本消耗同RDB重写过程类似,不同之处在于AOF重写需要AOF重写缓冲区,因此根据以上日志可以预估内存消耗为:53MB+1.49MB,也就是AOF重写时子进程消耗的内存量。
运维提示
编写shell脚本根据Redis日志可快速定位子进程重写期间内存过度消耗情况。
内存消耗优化:
1)同CPU优化一样,如果部署多个Redis实例,尽量保证同一时刻只有一个子进程在工作。
2)避免在大量写入时做子进程重写操作,这样将导致父进程维护大量页副本,造成内存消耗。Linux kernel在2.6.38内核增加了Transparent Huge Pages(THP),支持huge page(2MB)的页分配,默认开启。当开启时可以降低fork创建子进程的速度,但执行fork之后,如果开启THP,复制页单位从原来4KB变为2MB,会大幅增加重写期间父进程内存消耗。建议设置“sudo echo never>/sys/kernel/mm/transparent_hugepage/enabled”关闭THP。更多THP细节和配置见12.1Linux配置优化”。
3.硬盘
·硬盘开销分析。子进程主要职责是把AOF或者RDB文件写入硬盘持久化。势必造成硬盘写入压力。根据Redis重写AOF/RDB的数据量,结合系统工具如sar、iostat、iotop等,可分析出重写期间硬盘负载情况。·硬盘开销优化。优化方法如下:
a)不要和其他高硬盘负载的服务部署在一起。如:存储服务、消息队列服务等。
b)AOF重写时会消耗大量硬盘IO,可以开启配置no-appendfsync-on-rewrite,默认关闭。表示在AOF重写期间不做fsync操作。
c)当开启AOF功能的Redis用于高流量写入场景时,如果使用普通机械磁盘,写入吞吐一般在100MB/s左右,这时Redis实例的瓶颈主要在AOF同步硬盘上。
d)对于单机配置多个Redis实例的情况,可以配置不同实例分盘存储AOF文件,分摊硬盘写入压力。运维提示
配置no-appendfsync-on-rewrite=yes时,在极端情况下可能丢失整个AOF重写期间的数据,需要根据数据安全性决定是否配置。
5.3.3 AOF追加阻塞
当开启AOF持久化时,常用的同步硬盘的策略是everysec,用于平衡性能和数据安全性。对于这种方式,Redis使用另一条线程每秒执行fsync同步硬盘。当系统硬盘资源繁忙时,会造成Redis主线程阻塞,如图5-5所示。
阻塞流程分析:
1)主线程负责写入AOF缓冲区。
2)AOF线程负责每秒执行一次同步磁盘操作,并记录最近一次同步时间。
3)主线程负责对比上次AOF同步时间:
·如果距上次同步成功时间在2秒内,主线程直接返回。
·如果距上次同步成功时间超过2秒,主线程将会阻塞,直到同步操作完成。
通过对AOF阻塞流程可以发现两个问题:
1)everysec配置最多可能丢失2秒数据,不是1秒。
2)如果系统fsync缓慢,将会导致Redis主线程阻塞影响效率。
AOF阻塞问题定位:
1)发生AOF阻塞时,Redis输出如下日志,用于记录AOF fsync阻塞导致拖慢Redis服务的行为:
Asynchronous AOF fsync is taking too long (disk is busy). Writing the AOF buffer
without waiting for fsync to complete, this may slow down Redis
2)每当发生AOF追加阻塞事件发生时,在info Persistence统计中,aof_delayed_fsync指标会累加,查看这个指标方便定位AOF阻塞问题。
3)AOF同步最多允许2秒的延迟,当延迟发生时说明硬盘存在高负载问题,可以通过监控工具如iotop,定位消耗硬盘IO资源的进程。优化AOF追加阻塞问题主要是优化系统硬盘负载,优化方式见上一节。
5.4 多实例部署
Redis单线程架构导致无法充分利用CPU多核特性,通常的做法是在一台机器上部署多个Redis实例。当多个实例开启AOF重写后,彼此之间会产生对CPU和IO的竞争。本节主要介绍针对这种场景的分析和优化。上一节介绍了持久化相关的子进程开销。对于单机多Redis部署,如果同一时刻运行多个子进程,对当前系统影响将非常明显,因此需要采用一种措施,把子进程工作进行隔离。Redis在info Persistence中为我们提供了监控子进程运行状况的度量指标,如表5-2所示。
我们基于以上指标,可以通过外部程序轮询控制AOF重写操作的执行,整个过程如图5-6所示。
流程说明:
1)外部程序定时轮询监控机器(machine)上所有Redis实例。
2)对于开启AOF的实例,查看(aof_current_size-aof_base_size)/aof_base_size确认增长率。
3)当增长率超过特定阈值(如100%),执行bgrewriteaof命令手动触发当前实例的AOF重写。
4)运行期间循环检查aof_rewrite_in_progress和aof_current_rewrite_time_sec指标,直到AOF重写结束。
5)确认实例AOF重写完成后,再检查其他实例并重复2)~4)步操作。从而保证机器内每个Redis实例AOF重写串行化执行。
5.5 本章重点回顾
1)Redis提供了两种持久化方式:RDB和AOF。
2)RDB使用一次性生成内存快照的方式,产生的文件紧凑压缩比更高,因此读取RDB恢复速度更快。由于每次生成RDB开销较大,无法做到实时持久化,一般用于数据冷备和复制传输。
3)save命令会阻塞主线程不建议使用,bgsave命令通过fork操作创建子进程生成RDB避免阻塞。
4)AOF通过追加写命令到文件实现持久化,通过appendfsync参数可以控制实时/秒级持久化。因为需要不断追加写命令,所以AOF文件体积逐渐变大,需要定期执行重写操作来降低文件体积。
5)AOF重写可以通过auto-aof-rewrite-min-size和auto-aof-rewrite-percentage参数控制自动触发,也可以使用bgrewriteaof命令手动触发。
6)子进程执行期间使用copy-on-write机制与父进程共享内存,避免内存消耗翻倍。AOF重写期间还需要维护重写缓冲区,保存新的写入命令避免数据丢失。
7)持久化阻塞主线程场景有:fork阻塞和AOF追加阻塞。fork阻塞时间跟内存量和系统有关,AOF追加阻塞说明硬盘资源紧张。
8)单机下部署多个实例时,为了防止出现多个子进程执行重写操作,建议做隔离控制,避免CPU和IO资源竞争。
这个是完整的代码,我自己的账号发不了这么长,希望好心人帮忙注释啊,非常感谢!!!
(1)端点检测部分(vad):
function [x1,x2] = vad(x)
%语音信号x幅度归一化到[-1,1]
x = double(x)
x = x / max(abs(x))
%常数设置
FrameLen = 240%帧长度为240
FrameInc = 80%帧移为80
amp1 = 10%短时能量高门限10
amp2 = 2%短时能量低门限为2
zcr1 = 10%短时过零率高门限为10
zcr2 = 5%短时过零率低门限为5
maxsilence =3%静音时间门限3*10ms= 30ms
minlen= 15%最小语音时间长度15*10ms = 150ms
status= 0%
count= 0%语音时间累计
silence = 0%静音时间累计
%计算过零率
tmp1= enframe(x(1:end-1), FrameLen, FrameInc)
tmp2= enframe(x(2:end), FrameLen, FrameInc)
signs =(tmp1.*tmp2)<0%符号数组,用于存储相邻两个采样点符号是否相同,即是否穿越0电平
diffs = (tmp1-tmp2)>0.02%度量相邻两个采样点之间距离,如果大于门限0.02(经验值),则1,否则0
zcr = sum(signs.*diffs,2)%过零率
%计算短时能量
amp =sum(abs(enframe(filter([1 -0.9375], 1, x), FrameLen, FrameInc)), 2)
%调整能量门限
amp1 = min(amp1,max(amp)/4)
amp2 = min(amp2,max(amp)/8)
%开始端点检测
x1 = 0
x2 = 0
for n=1:length(zcr)
goto = 0
switch status
case {0,1}% 0 =静音, 1 =可能开始
if amp(n) >amp1%确信进入语音段
x1 = max(n-count-1,1)
status= 2
silence = 0
count= count + 1
elseif amp(n) >amp2 || ... %可能处于语音段
zcr(n) >zcr2
status = 1
count= count + 1
else%静音状态
status= 0
count= 0
end
case 2,% 2 =语音段
if amp(n) >amp2 || ...%保持在语音段
zcr(n) >zcr2
count = count + 1
else%语音将结束
silence = silence+1
if silence <maxsilence %静音还不够长,尚未结束
count= count + 1
elseif count <minlen%语音长度太短,认为是噪声
status= 0
silence = 0
count= 0
else%语音结束
status= 3
end
end
case 3,
break
end
end
count = count-silence/2
x2 = x1 + count -1
subplot(311)
plot(x)
axis([1 length(x) -1 1])
xlabel('语音信号')
line([x1*FrameIncx1*FrameInc ],[-1,1],'Color','red')
line([x2*FrameIncx2*FrameInc ],[-1,1],'Color','red')
subplot(312)
plot(amp)
axis([1 length(amp) 0max(amp)])
xlabel('短时能量')
line([x1,x1],[min(amp),max(amp)],'Color','red')
line([x2,x2],[min(amp),max(amp)],'Color','red')
subplot(313)
plot(zcr)
axis([1 length(zcr) 0max(zcr)])
xlabel('过零率')
line([x1,x1],[min(zcr),max(zcr)],'Color','red')
line([x2,x2],[min(zcr),max(zcr)],'Color','red')
(2)MFCC部分:
function ccc = mfcc(x)
%归一化mel滤波器组系数
bank=melbankm(24,256,8000,0,0.5,'m')%24滤波器个数,8000采样频率
bank=full(bank)
bank=bank/max(bank(:))
% DCT系数,12*24
for k=1:12
n=0:23
dctcoef(k,:)=cos((2*n+1)*k*pi/(2*24))
end
%归一化倒谱提升窗口
w = 1 + 6 * sin(pi *(1:12) ./ 12)
w = w/max(w)
%预加重滤波器
xx=double(x)
xx=filter([1-0.9375],1,xx)
%语音信号分帧,xx是输入语音信号;256是帧长;80是帧移
xx=enframe(xx,256,80)
%计算每帧的MFCC参数
for i=1:size(xx,1)
y = xx(i,:)
s = y' .* hamming(256)%加汉明窗
t = abs(fft(s))%fft变换
t = t.^2
c1=dctcoef * log(bank * t(1:129))
c2 = c1.*w'
m(i,:)=c2'
end
%差分系数
dtm = zeros(size(m))
for i=3:size(m,1)-2
dtm(i,:) = -2*m(i-2,:) - m(i-1,:) + m(i+1,:)+ 2*m(i+2,:)
end
dtm = dtm / 3
%合并mfcc参数和一阶差分mfcc参数
ccc = [m dtm]
%去除首尾两帧,因为这两帧的一阶差分参数为0
ccc =ccc(3:size(m,1)-2,:)
(3)dtw计算部分:
function dist = dtw2(test, ref)
global x y_min y_max
global t r
global D d
global m n
t = test
r = ref
n = size(t,1)
m = size(r,1)
d = zeros(m,1)
D =ones(m,1) *realmax
D(1) = 0
%如果两个模板长度相差过多,匹配失败
if (2*m-n<3) || (2*n-m<2)
dist =realmax
return
end
%计算匹配区域
xa = round((2*m-n)/3)
xb = round((2*n-m)*2/3)
if xb>xa
%xb>xa,按下面三个区域匹配
%1:xa
%xa+1:xb
%xb+1:N
for x =1:xa
y_max= 2*x
y_min= round(0.5*x)
warp
end
for x =(xa+1):xb
y_max= round(0.5*(x-n)+m)
y_min= round(0.5*x)
warp
end
for x =(xb+1):n
y_max= round(0.5*(x-n)+m)
y_min= round(2*(x-n)+m)
warp
end
elseif xa>xb
%xa>xb,按下面三个区域匹配
%0:xb
%xb+1:xa
%xa+1:N
for x =1:xb
y_max= 2*x
y_min= round(0.5*x)
warp
end
for x =(xb+1):xa
y_max= 2*x
y_min= round(2*(x-n)+m)
warp
end
for x =(xa+1):n
y_max= round(0.5*(x-n)+m)
y_min= round(2*(x-n)+m)
warp
end
elseif xa==xb
%xa=xb,按下面两个区域匹配
%0:xa
%xa+1:N
for x =1:xa
y_max= 2*x
y_min= round(0.5*x)
warp
end
for x =(xa+1):n
y_max= round(0.5*(x-n)+m)
y_min= round(2*(x-n)+m)
warp
end
end
%返回匹配分数
dist = D(m)
function warp
global x y_min y_max
global t r
global D d
global m n
d = D
for y = y_min:y_max
D1 = D(y)
if y>1
D2= D(y-1)
else
D2 =realmax
end
if y>2
D3= D(y-2)
else
D3 = realmax
end
d(y) =sum((t(x,:)-r(y,:)).^2) + min([D1,D2,D3])
end
D = d
(4)测试函数testdtw部分;
disp('正在计算参考模板的参数...')
for i=1:10
fname = sprintf('G:\\石东东\\语音\\%da.wav',i-1)
x = wavread(fname)
[x1 x2] = vad(x)
m = mfcc(x)
m = m(x1-2:x2-2,:)
ref(i).mfcc = m
end
disp('正在计算测试模板的参数...')
for i=1:10
fname = sprintf('G:\\石东东\\语音\\%db.wav',i-1)
x = wavread(fname)
[x1 x2] = vad(x)
m = mfcc(x)
m = m(x1-2:x2-2,:)
test(i).mfcc = m
end
disp('正在进行模板匹配...')
dist = zeros(10,10)
for i=1:10
for j=1:10
dist(i,j) = dtw2(test(i).mfcc, ref(j).mfcc)
end
end
disp('正在计算匹配结果...')
for i=1:10
[d,j] = min(dist(i,:))
fprintf('测试模板%d的识别结果为:%d\n', i-1, j-1)
end