Системы документальной электросвязи

Размещено на http://www.allbest.ru/

Размещено на http://www.allbest.ru/

Московский технический университет связи и информатики

Кафедра передачи дискретных сообщений и телеграфии

Курсовой проект

Системы документальной электросвязи

Факультет ЗФ

Курс: 5

Группа: СС0451

Студент: Иванова И.В.

Москва, 2008 г.

Задание на курсовой проект

Требуется спроектировать среднескоростной тракт передачи данных между двумя источниками и носителями информации, отстоящими друг от друга на L км.

Для повышения вероятности передачи использовать систему с решающей обратной связью, непрерывной передачей и блокировкой приемника. Тип кода, используемого для обеспечения требуемой верности передачи информации,- циклический. Система с РОС работает в режиме обнаружения ошибок с переспросом неправильно принятой информации.

Распределение ошибок в дискретном канале описывается моделью Пуртова Л.П.

Требуется:

1. Пояснить сущность модели частичного описания дискретного канала (модель Пуртова), обратить особое внимание на параметр - коэффициент группирования ошибок.

2. Привести структурную схему системы с РОС- нп и блокировкой и структурную схему алгоритма работы системы.

3. Определить оптимальную длину кодовой комбинации n, при которой обеспечивается наибольшая относительная пропускная способность R.

4. Определить число проверочных разрядов в кодовой комбинации r, обеспечивающих заданную вероятность необнаружения ошибки. Найти параметры циклического кода n, k, r.

5. Выбрать тип порождающего (образующего) полинома g(x).

6. Построить схему кодера для выбранного g(x) и пояснить его работу.

7. Построить схему декодера для выбранного g(x) и пояснить его работу.

8. Определить объем передаваемой информации W при заданном темпе T пер и критерии отказа t отк.

9. Определить емкость накопителя М.

10. Построить временную диаграмму работы системы.

11. По географической карте РФ выбрать 2 пункта, отстоящие на L км, выбрать магистраль, разбив ее на ряд участков длиной 500-1000 км. Пункты переприема привязать к крупным населенным пунктам.

Исходные данные:

- скорость модуляции,

- скорость распространения информации по каналу связи,

- вероятность ошибки в дискретном канале,

- вероятность необнаружения ошибки приемником при использовании корректирующего кода,

- длина магистрали,

- критерий отказа канала или тракта передачи данных,

- темп передачи информации,

- минимальное кодовое расстояние циклического кода,

? = 0.60 - коэффициент группирования ошибок.

1. В реальных каналах связи ошибки возникают по многим причинам. В проводных каналах наибольшее количество ошибок вызывается кратковременными прерываниями и импульсными помехами. В радиоканалах заметное влияние оказывают флуктуационные шумы. В коротковолновых радиоканалах основное количество ошибок возникает при изменениях уровня сигнала вследствие влияния замирания. Во всех реальных каналах ошибки распределяются во времени очень неравномерно, из-за этого неравномерны и потоки ошибок.

Существует большое количество математических моделей дискретного канала. Также помимо общих схем и частных моделей дискретного канала, существует большое число моделей, дающих частичное описание канала. Остановимся на одной из таких моделей модели А. Л. Пуртова.

По этой модели можно определить зависимость вероятности появления искаженной комбинации от её длины n и вероятность появления комбинаций длиной n с t ошибками (t < n).

Зависимость вероятности появления искаженной комбинации от её длины n характеризуется как отношение числа искаженных кодовых комбинаций к общему числу переданных комбинаций :

Вероятность является неубывающей функцией n. При n=1 , а при вероятность .

Показано, что

,

где - показатель группирования ошибок. Если , то пакетирование ошибок отсутствует, и появление ошибок следует считать независимым.

Наибольшее значение (от 0,5 до 0,7) наблюдается на кабельных линиях связи, поскольку кратковременные прерывания приводят к появлению групп с большой плотностью ошибок. В радиорелейных линиях, где наряду с интервалами большой плотности ошибок наблюдаются интервалы с редкими ошибками, значение лежит в пределах от 0,3 до 0,5. В КВ радиотелеграфных каналах показатель группирования ошибок самый небольшой (0,3 - 0,4).

Распределение ошибок в комбинациях различной длины оценивает не только вероятность появления искаженных комбинаций (хотя бы одна ошибка), но и вероятность комбинаций длиной n с t наперед заданными ошибками .

Приведем формулу, позволяющую при получить с достаточной точностью значение :

Следовательно, группирование ошибок приводит к увеличению числа кодовых комбинаций, пораженную ошибками большей кратности.

Анализируя формулу

можно заключить, что при группировании ошибок уменьшается число искаженных кодовых комбинаций заданной длины n.

Это понятно также из чисто физических соображений.

При одном и том же числе ошибок пакетирование приводит к сосредоточению их на отдельных комбинациях, (кратность ошибок возрастает), а число искаженных кодовых комбинаций уменьшается.

2. В системах с РОС-нп передатчик передает непрерывную последовательность комбинаций, не ожидая получения сигналов подтверждения. Приемник стирает лишь те комбинации, в которых решающее устройство обнаруживает ошибки, и по ним дает сигнал переспроса. Остальные комбинации выдаются ПИ по мере их поступления. При реализации такой системы возникают трудности, вызванные конечным временем передачи и распространения сигналов. Так как передатчик повторяет лишь комбинации, по которым принят сигнал переспроса, то в результате повторения с запаздыванием порядок следования комбинаций, выдаваемых системой ПС, будет отличаться от порядка поступления комбинаций в систему. Но получателю комбинации должны поступать в том же порядке, в котором они передавались. Поэтому для восстановления порядка следования комбинаций в приемнике должны быть специальное устройство и буферный накопитель значительной емкости, поскольку возможны многократные повторения. Во избежание усложнения и удорожания приемников системы с РОС-нп строят в основном таким образом, что после обнаружения ошибки приемник стирает комбинацию с ошибкой и блокируется на h комбинаций (т.е. не принимает h последующих комбинаций), а передатчик по сигналу переспроса повторяет h последних комбинаций (комбинацию с ошибкой и h-1, следующую за ней). Такие системы с РОС-нп получили название систем с блокировкой РОС-нпбл. Эти системы позволяют организовать непрерывную передачу кодовых комбинаций с сохранением порядка их следования.

Структурная схема системы с РОС-нпбл изображена на рис.1.



Рис.1

Алгоритм работы системы:

При поступлении от источника информации ИИ кодовой комбинации происходят её кодирование помехоустойчивым кодом (в КУ) и запись в накопитель передачи Н1. Закодированная информация передается по прямому дискретному каналу. Принятая из прямого дискретного канала (ДКпр) кодовая комбинация декодируется (в ДКУ) и записывается в накопитель приема (Н2). Комбинация может быть декодирована правильно, т.е. соответствовать переданной кодовой комбинации; она может содержать необнаруженную ошибку в результате перехода переданной кодовой комбинации в другую разрешенную кодовую комбинацию; наконец, в результате декодирования может быть обнаружена ошибка (если переданная кодовая комбинация перешла в неразрешенную). Вероятность наступления каждого из трех указанных событий зависит от характеристик дискретного канала, помехоустойчивого кода и метода декодирования. В зависимости от результатов декодирования решающее устройство РУ принимает решение о выдаче кодовой комбинации из накопителя приема через схему И2 потребителю или о её стирании в накопителе. Первое из этих решений принимается в случае отсутствия ошибок или при необнаруженных ошибках, а второе - при обнаружении ошибок. В первом случае одновременно с выдачей кодовой комбинации получателю информации ПИ устройством управления УУ2 и устройством УФС формирования сигнала ОС формируется сигнал подтверждения, который по обратному дискретному каналу (ДКобр) передается в передатчик. После получения сигнала подтверждения и его декодирования в УДС УУ1 передатчика запрашивает у источника информации следующую кодовую комбинацию и описанный выше цикл работы повторяется. Схема И1 при этом закрыта, поэтому при поступлении новой кодовой комбинации ранее переданная комбинация в накопителе передачи стирается. Во втором случае одновременно с решением о стирании в УФС формируется сигнал переспроса, который по обратному дискретному каналу передается в передатчик. После получения и декодирования сигнала переспроса из накопителя передачи через схему ИЛИ повторно передается та же кодовая комбинация.

Структурная схема алгоритма работы системы приведена на рис.2



3. Определим оптимальную длину кодовой комбинации n, при которой обеспечивается наибольшая относительная пропускная способность R.

Формула относительной пропускной способности канала для модели ошибок Пуртова имеет вид:

Длина кодовой комбинации циклического кода n следует выбирать равной , где m - целое число (5, 6, 7, 8, …), т.е. равной 31, 63, 127, 255, 511, 1023, 2047 и т.д.

По условию задания мы имеем:

? = 0.60

Проводим расчеты:

для

для

для

для

для

для

для

Таблица 1

n	R
31	0,70536911
63	0,84019869
127	0,90789352
255	0,94053633
511	0,95410700
1023	0,95657348
2047	0,95172551

Из таблицы видно, что наибольшую пропускную способность

R = 0.95657348 обеспечивает циклический код с длиной кодовой комбинации n =1023.

4. После определения оптимальной длины кодовой комбинации

n =1023, обеспечивающей наибольшую относительную пропускную способность R = 0.95657348, определим число проверочных разрядов r, обеспечивающих заданную вероятность необнаружения ошибки Рно=3*10-6 при заданной кратности ошибок tоб внутри кодовой комбинации и заданной вероятности ошибок Рош= 0,5*10-3 в канале связи.

Вычисляем:

Знак < > говорит о том, что надо брать ближайшее большее число,

следовательно r = 11 ,

Вычисляем длину информационной части кодовой комбинации (разрядов):

Параметры циклического кода:

5. Выберем тип порождающего (образующего) полинома g(x).

Образующий полином степени находим по таблице неприводимых полиномов, с учетом последней цифры номера студенческого билета (3).

6. Построим кодирующее устройство циклического кода на основе многотактного фильтра. Многотактным линейным фильтром называется устройство, состоящее из связных между собой элементов задержки (ячеек памяти) и логических элементов, причем отклик устройства на сумму входных сигналов равен сумме откликов на каждый сигнал в отдельности.

Его работа на выходе характеризуется следующими режимами:

1. Формирование k элементов информационной группы и одновременно деление полинома, отображающего информационную часть , на порождающий (образующий) полином с целью получения остатка от деления .

2. Формирования проверочных r элементов путем считывания их с ячеек схемы деления на выход кодера.

Структурная схема кодера приведена на рисунке 3.

Цикл работы кодера для передачи единичных элементов составляет n тактов. Тактовые сигналы формируются передающим распределителем, который на схеме не указан.

Первый режим работы кодера длится . От первого тактового импульса триггер Т занимает положение, при котором на его прямом выходе появляется сигнал «1», а на инверсном - сигнал «0». Сигналом «1» открываются ключи (логические схемы И) 1 и 3. Сигналом «0» ключ 2 закрыт. В таком состоянии триггер и ключи находятся , т.е. 1013 такт. За это время на выход кодера через открытый ключ 1 поступят 1012 единичных элементов информационной группы

Одновременно через открытый ключ 3 информационные элементы поступают на устройство деления многочлена на . Деление осуществляется многотактным фильтром с числом ячеек, равным числу проверочных разрядов (степени порождающего полинома). В рассматриваемом случае число ячеек Число сумматоров в устройстве равно числу ненулевых членов минус единица. В нашем случае число сумматоров равно двум. Сумматоры устанавливаются после ячеек, соответствующих ненулевых элементов . Поскольку все неприводимые полиномы имеют член , то соответствующий этому члену сумматор установлен перед ключом 3 (логической схемой И).

После тактов в ячейках устройства деления окажется записанным остаток от деления .

При воздействии тактового импульса триггер Т изменяет свое состояние: на инверсном выходе появляется сигнал «1», а на прямом «0». Ключи 1 и 3 закрываются, а ключ 2 открывается. За оставшиеся тактов элементы остатка от деления (проверочная группа) через ключ 2 поступают на выход кодера, также начиная со старшего разряда.

7. Построим схему декодера для выбранного и поясним его работу.

Декодирующее устройство циклического базируется на вычислении синдрома и поэтому состоит из следующих блоков: запоминающего устройства для накопления , устройства для деления на и нахождения остатка - синдрома , устройства для стирания искаженного знака в случае обнаружения ошибки или для ее исправления. Для обнаружения ошибки достаточно убедиться, что , поэтому схема деления будет такой же, как и в кодере.

Структурная схема декодера приведена на рисунке 4.

Функционирование схемы сводится к следующему. Принятая кодовая комбинация, которая отображается полиномом , поступает в декодирующий регистр и одновременно в ячейки буферного регистра, который содержит k=1012 ячеек. Ячейки буферного регистра связаны через логические схемы "НЕТ", пропускающие сигналы только при наличии "1" на первом входе и "0" - на втором (это вход отмечен кружочком). На вход буферного регистра кодовая комбинация поступает через схему И - ключ 1.

Этот ключ открывается с выхода триггера Т первым тактовым импульсом и закрывается k+1=1013 тактовым импульсом. Таким образом, после k=1012 тактов информационная группа элементов будет записана в буферный регистр. Схемы "НЕТ" в режиме заполнения регистра открыты, так как на вторые входы напряжение со стороны ключа 2 (схема И) не поступает.

Одновременно в декодирующем регистре происходит в течении всех n=1023 тактов деление кодовой комбинации, полинома на порождающий полином

Схема декодирующего регистра полностью аналогична схеме деления кодера, которую подробно рассматривали выше. Если в результате деления получится нулевой остаток - , то последующие тактовые импульсы спишут информационные элементы на выход декодера.

При наличии ошибок в принятой комбинации синдром . Это значит, что после n - го (1023) такта хотя бы в одной ячейке декодирующего регистра будет записана "1". Тогда на выходе схемы "ИЛИ" появится сигнал. Ключ 2 (схема И) сработает, схемы "НЕТ" буферного регистра закроются, а очередной тактовый импульс переведет все ячейки регистра в состояние "0".

Неправильно принятая информация будет стерта. Одновременно сигнал стирания используется как команда на блокировку приемника и переспрос.

8. Требуется передать информацию за временной интервал Тпер = 320 с, который называется темпом передачи информации. Критерий отказа tотк =180 с - это суммарная длительность всех неисправностей, которая допустима за время Тпер. Если время неисправностей за промежуток времени Тпер превысит tотк, то система передачи данных будет находится в состоянии отказа.

Следовательно, за время Тпер- tотк можно передать С( Тпер- tотк) бит полезной информации. С учетом выбранных параметров кода:

Где R = 0.95657348

B = 1200 Бод

Тпер = 320 с

Tотк =180 с

9. Для того что бы начать повторную передачу, с комбинации в которой была обнаружена ошибка, необходимо в накопителе хранить информацию за последние секунд до момента получения сигнала переспроса. Таким образом, емкость накопителя:

Где - время распространения сигнала по каналу связи, с

- длительность кодовой комбинации из n разрядов, с

Тогда

10. Временная диаграмма работы системы иллюстрирует работу системы с при обнаружении ошибки во второй комбинации в случае h = 4. Как видно из диаграммы передача комбинации ИИ осуществляется непрерывно до момента получения передатчиком сигнала переспроса (после передачи пятой комбинации). После этого передача информации от ИИ прекращается на время h и четыре комбинации (начиная со второй и последующие) передаются из накопителя передатчика. Емкость накопителя равна h комбинациям. В это время в приемнике стираются h комбинаций: вторая комбинация, в которой обнаружена ошибка (отмечена звездочкой) и три последующие комбинации (они заштрихованы). Получив переданные из накопителя комбинации (от второй до пятой включительно) приемник выдает их ПИ, а передатчик продолжает передачу шестой и последующих комбинаций.

Временные диаграммы работы системы построены на рис.3.

По заданию:

ИИ

t

НАКОПИТЕЛЬ

t

ПЕР.

t

ПРМ.

t

ПИ

t

Пер.ОС

t

Пр.ОС

tk tp tc tp t

ta.k. ta.c.

Рис.3

11. По географической карте РФ выберем 2 пункта, отстоящие на 5500 км, выберем магистраль, разбив ее на ряд участков длиной 500-1000 км.

Кострома - Тында

Пункты переприема привяжем к следующим крупным населенным пунктам:

1. Кострома (ОС) - 0 км.

2. Ижевск (ПП) - 700 км.

3. Курган (ПП) - 1980 км.

4. Омск (ПП) - 2480 км.

5. Барнаул (ПП) -3260 км.

6. Кызыл (ПП) - 3920 км.

7. Иркутск (ПП) - 4580 км.

8. Чита (ПП) - 5200 км.

9. Тында (ОС) - 5500 км.

передача данные приемник код

Список используемой литературы

1. Передача дискретных сообщений. Под ред. В.П. Шувалова. - М.: Радио и связь, 1990.

2. Емельянов Г.А., Шварцман В.О. Передача дискретной информации. - М.: Радио и связь, 1982.

3. Зюко В.А., Флястер И.И. Методические указания и задание на курсовую работу по курсу Передача дискретных сообщений. - М.: 20

Размещено на Allbest.ur

...