Размещено на http://www.allbest.ru/

Некоммерческое акционерное общество

«АЛМАТИНСКИЙ УНИВЕРСИТЕТ ЭНЕРГЕТИКИ И СВЯЗИ»

Кафедра инфокоммуникационных технологии

КУРСОВАЯ работа

Специальность 05071900 Радиотехника, электроника и телекоммуникации

Выполнил: Куанышбаев Б. Г. Группа РЭТа13-1

Руководитель: ст. преп. Бублик В.А.

Алматы, 2016



Содержание

1. Введение

2. Задание

3. Исходные данные

4. Основная часть. Модель ошибок двоичного кода ДК

5. Система передачи данных с решающей обратной связью (POC)

6. Квадратурная амплитудная модуляция

7. Построение кодирующего устройства циклического кода

8. Построение декодирующего устройства

9. Расчетная часть

10. Определение оптимальной длины кодовой комбинации при использовании циклического кода в системе с РОС

11. Определение параметров циклического кода

12. Определение объема передаваемой информации Wпри заданном темпе Тпер и критерии отказа tотк

13. Определение емкости накопителя М

14. Расчет характеристик дискретного канала и РОСнпбл

15. Магистраль Усть-Каменогорск- Актау

16. Построение временной диаграммы работы системы

17. Заключение

18. Список литературы

кодирующий код циклический связь



1. Введение

Целью данной работы является проектирование тракта передачи данных между источником и получателем информации с использованием циклического кода и решающей обратной связью, непрерывной передачей и блокировкой приемника. В курсовой работе необходимо рассмотреть принцип работы кодирующего и декодирующего устройства циклического кода. Для моделирования телекоммуникационных систем широко используются программные средства. С применением пакета «systemview» в соответствии с заданным вариантом должны быть собраны схемы кодера и декодера циклического кода.

Цифровые системы передачи данных позволяют применить аппаратные и программные методы повышения помехоустойчивости и скорости передачи цифровых систем связи, методы повышения эффективного использования каналов связи.

Цифровые системы передачи данных (в телекоммуникациях) имеют следующие преимущества: высокая гибкость в выборе возможностей коммутации, возможность сжатия и кодирования данных при передачи, при возможность использования распределенных каналов связи и т.д.

2. Задание

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

Для повышения верности передачи использовать систему с решающей обратной связью (ОС), непрерывной передачей и блокировкой приемника. Тип кода циклический (ЦК). Система с РОС работает в режиме обнаружения ошибок с переспросом неправильно принятой информации.

Распределение ошибок в дискретном канале (ДК) описывается моделью Пуртова Л.П. Для повышения надежности ТПД применяется постоянное резервирование.

Требуется:

a) Пояснить сущность модели частичного описания ДК (модель Пуртова Л.П.), обратив особое внимание на параметр б - коэффициент группирования ошибок;

b) Построить структурную схему системы с РОС_нп и блокировкой, структурную схему алгоритма работы системы;

c) Определить оптимальную длину кодовой комбинации n, при которой обеспечивается наибольшая относительная пропускная способность R;

d) Определить чело проверочных разрядов в кодовой комбинации r, обеспечивающих заданную вероятность не обнаружения ошибки. Найти параметры циклического кода n, k,r;

e) Выбрать тип порождающего (образующего) полинома g(x);

f) Построить схему кодера для выбранного g(x) и пояснить его работу;

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

h) Получить схему кодирующего и декодирующего устройства ЦК с модуляцией и демодуляцией данного варианта, а также собрать схему с применением пакета SystemView;

i) Определить объем передаваемой информации W при заданном темпе Т_пер и критерии отказа t_отк;

j) Определить емкость накопителя М;

k) Рассчитать надёжностей показатели основного и обходного каналов ПД;

l) По географической карте РК выбрать два пункта, отстоящие на L км, выбрать магистраль, разбив ее на ряд участков длинной 500 - 1000 км. Пункты переприема привязать к крупным населенным пунктам;

m) Построить временную диаграмму работы системы.

3. Исходные данные

Данные, общие для всех вариантов:

скорость модуляции В=1200 Бод;

скорость распространения информации по каналу связи - V=80000 км/с;

вероятность ошибки в дискретном канале

Р_но(х 10^-6) 3

L, км 5500

t_отк, с 180

Т_пер, с 320

d₀ 4

б 0,52

Тип модуляции квадратурная амплитудная модуляция



4. Основная часть. Модель ошибок двоичного ДК

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 замираний. Во всех реальных каналах ошибки распределяются во времени очень неравномерно, из-за этого неравномерны и потоки ошибок.

Другой важной особенностью потока ошибок является их группирование. Длительность мешающих воздействий часто превышает длительность единичных элементов и одно воздействие влияет сразу на группу единичных элементов. Т.е. возникают относительно длинные пакеты ошибок. Очевидно, что вероятность поражения данного единичного пакета ошибок весьма велика. Группирование ошибок во времени каналах имеет весьма сложный многоступенчатый характер. Ошибки группируется в пакеты, пакеты в более сложные структуры. Однако естественные предположить, что в конечном счете всегда существуют мешающие воздействия, которые возникают независимо и, следовательно, должны существовать независимые друг от друга пакеты ошибок. Вследствие медленных изменений характера помехи мешающие воздействия могут быть весьма продолжительными и неоднородными. Поэтому независимые образования ошибок различаются по длинам и структурам.

Пакетом ошибок называют группу ошибок, в которой отдельные ошибочно принятые элементы отстоят друг от друга не более чем на r правильно принятых элементов. Число r называют защитным интервалом, интервалом пакетирования.

Обозначим вероятности ошибки через р_ош, вероятность правильного приема - р_пр, вероятность стирания - р_ст, вероятность вставок и выпадений - р_вст, р_вып. Эти события составляют полную группу:

р_ош+р_пр+ р_ст+р_вст+ р_вып=1, (1.1)

Для борьбы с ошибками синхронизации принимаются специальные меры - повышение стабильности генераторного оборудования, периодические подстройки и т.д. Эти меры во многих случаях позволяют практически избежать ошибок синхронизации и при работе приемного устройства без стирания имеем:

р_ош+р_пр=1, (1.2)

Оценкой вероятности ошибок служит величина частости ошибок.

По модели частичного описания ДК можно определить зависимость вероятности появления искаженной комбинации от ее длины n и вероятность появления комбинации длиной nct ошибками (t<n).

Зависимость вероятности появления искаженной комбинации от ее длины характеризуется как отношение числа искаженныя кодовых комбинаций N_ош(n) к общему числу переданных комбинаций N(n):

.

Вероятность Р(?1,n) является не убывающей функцией n. При n=1 Р(?1,n)=р_ош, а при n>? вероятность Р(?1,n) >1.

Имеем формулу:

Р(?1,n)=n^1-бp_ош, (1.3)

Где б - показатель группирования ошибок. Если б = 0, то пакетирование ошибок отсутствует и появление ошибок и появление ошибок следует считать независимым.Наибольшое значение б 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 с большой плотностью ошибок наблюдаются интервалами с редкими ошибками, значение б лежит в пределах от 0.3 до 0.5. В КВ б - (0.3-0.4).

Распределение ошибок в комбинациях различной длины оценивается не только вероятность появления искаженных комбинаций, но и вероятность комбинаций длиной n с t наперед заданными ошибками Р(?1,n).

Р(?1,n)?(n/t)^1-бp_ош, (1.4)

Формула (1.4) позволяет при t<n/3 получить с достаточной точностью значение Р(?1,n).

5. Система передачи данных с решающей обратной связью (РОС)

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, выхванные конечным временем передачи и распространения сигналов. Если в некоторый момент времени t? закончен прием кодовой комбинации, в которой обнаружена ошибка, то к этому моменту времени по прямому каналу уже передается следующая кодовая комбинация. Еще некоторое число кодовыхкомбниаций будет передано до того времени t?, пока будет принят и проанализирован сигнал переспроса по второй комбинации.

Таким образом, при непрерывной передаче за время между моментом обнаружения ошибки t? и приходом повторной кодовой комбинации t?? будет принято еще h комбинаций, где

h=1+<t_ож/nt>, (2.1)

где символ <x> означает наименьшее целое число, большее или равное х.

Т.к. передатчик повторяет лишь комбинации, по которым принят сигнал переспроса, то в результате повторения с запаздыванием на h комбинаций порядок следования комбинаций в информации, выдаваемой системой ПИ, будет отличаться от порядка поступления кодовых 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 блокирется 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, следующих за ней). Такие системы с РОС_нп получили название систем с блокировкой РОС_НПбл (в дальнейшем просто РОС). Эти системы позваляют организовывать непрерывную передачу кодовых комбинаций с сохраненеим порядка их следования.

В рекомендации МККТТ V-23 задаются требования на модем рассчитанный на преедачу со скоростью 600 и 1200 Бод по коммутируемым каналам телефонной сети. Передача осуществляется поочередно в обе стороны с использованием ЧМ. Кроме основного канала организуется служебный канал для передачи со скоростью до 75 Бод. Обратный канал используется для передачи сигнала запроса в системах ПД с РОС.

Рисунок 1 Структурная схема РОС_НП с блокировкой

где ИИ - источник информации;

КУ - кодирующее устройство;

ДК - прямой дискретный канал;

РУ - решающее устройство;

ДКУ - декодирующее устройство;

УУ - устройство управления;

УДС - устройство декодирования сигнала;

УФС - устройство формирования сигнала;

ПИ - получатель информации.

Передача информация в системе осуществляется следующим образом. При поступлении от источника информации ИИ кодовой комбинации происходит ее кодирование помехоустойчивым кодом (в КУ) и запись в накопитель передачи Н₁. Закодированная информация передается по прямому дискретному каналу.

Принятая из прямого дискретного канала (ДК_пр) кодовая комбинация декодируется (в ДКУ) и записывается в накопитель приема Н₂. Комбинация может быть декодирована правильно; она может содержать необнаруженную ошибку в результате перехода переданной кодовой комбинации в другую разрешенную кодовую комбинацию; в результате декодирования может быть обнаружена ошибка (если переданная кодовая комбинация перешла в неразрешенную). Вероятность наступления каждого из трех событий зависит от характеристики ДК, помехоустойчивого кода и метода декодирования.

В зависимости от результата декодирования решающее устройство РУ принимает решение о выдаче кодовой комбинации из накопителя приема через схему И₂ потребителю или о ее стирании в накопителе. Первое из этих решений этих решений принимается в случае отсутствия ошибок или при не обнаружении ошибок. В первом случае одновременно с выдачей кодовой комбинации получателю информации ПИ устройство управления УУ₂ и устройством УФС формирования сигнала ОС формирует сигнал подтверждения, который по обратному ДК (ДК_обр) передается в передатчик. После получения сигнала подтверждения и его декодировании в УДС УУ₁ передатчик запрашивает у источника информации следующую кодовую комбинацию и описанный выше цикл повторяется. Схема И₁ при этом закрыта, поэтому при поступлении новой кодовой комбинации ранее переданная кодовая комбинация в накопителе стирается. Во втором случае одновременно с решением о стиранием в УФС формируется сигнал переспроса, который по обратному ДК передает в передатчик. После получения и декодировании сигнала переспроса из накопителя передачи через схему ИЛИ повторно передается та же кодовая комбинация.

В случае правильного приема и не обнаружения ошибки комбинация передается ПИ.

Рисунок 2 Структурная схема алгоритма системы с РОС_НПбл

6. Квадратурная амплитудная модуляция

При квадратурной амплитудной модуляции (КАМ, QAM - Quadrature Amplitude Modulation) изменяется как фаза, так и амплитуда сигнала, что позволяет увеличить количество кодируемых бит и при этом существенно повысить помехоустойчивость. В настоящее время используются способы модуляции, в которых число кодируемых на одном модовом интервале информационных бит может достигать 8...9, а число позиций сигнала в сигнальном пространстве - 256...512.

Квадратурное представление сигналов является удобным и достаточно универсальным средством их описания. Квадратурное представление заключается в выражении колебания линейной комбинацией двух ортогональных составляющих -- синусоидальной и косинусоидальной:

S(t)=x(.t)sin(wt+(p)+y(t)cos(wt+(p),

где x(t) и y(t) -- биполярные дискретные величины. Такая дискретная модуляция (манипуляция) осуществляется по двум каналам на несущих, сдвинутых на 90° друг относительно друга, т.е. находящихся в квадратуре (отсюда и название представления и метода формирования сигналов).

Манипулирующие импульсы имеют амплитуду С/д/^з и длительность 2Г. Импульсы x(t) и y(t) поступают на входы канальных перемножителей, на выходах которых формируются двухфазные (0,л) ФМ колебания. После суммирования они образуют сигнал ФМ-4. В соответствии с методом формирования сигнал ФМ-4 также называют квадратурным ФМ сигналом (QPSK -- Quadrature PSK).

При одновременной смене символов в обоих каналах модулятора (с 10 на 01, или с 00 на 11) в сигнале ДОФМ происходит скачок фазы на 180° (я).

Рис. 3 Схема квадратурного модулятора

Рис. 4 Формирование сигналов OQPSK

Такие скачки фазы, также имеющие место и при обыкновенной двухфазной модуляции (ФМ-2), вызывают паразитную амплитудную модуляцию огибающей сигнала. В результате этого при прохождении сигнала через узкополосный фильтр возникают провалы огибающей до нуля. Такие изменения сигнала нежелательны, поскольку приводят к увеличению энергии боковых полос и помех в канале связи.

Четырехфазная ФМ со сдвигом (OQPSK - Offset QPSK) (рис. 3) позволяет избежать скачков фазы на 180° и, следовательно, глубокой модуляции огибающей. Формирование сигнала в квадратурной схеме происходит так же, как и в модуляторе ФМ-4, за исключением того, что манипуляционные элементы информационной последовательности x(t) и y(t) смещены во времени на длительность одного элемента Т. Изменение фазы при таком смещении модулирующих потоков определяется лишь одним элементом последовательности, а не двумя, как при ФМ-4. В результате скачки фазы на 180" отсутствуют, так как каждый элемент последовательности, поступающий на вход модулятора синфазного или квадратурного канала, может вызвать изменение фазы на 0°, +90° или -90°.

Для приведенного в начале раздела выражения для описания сигнала характерна взаимная независимость многоуровневых манипулирующих импульсов x(t), y(t) в каналах, т.е. единичному уровню в одном канале может соответствовать единичный или нулевой уровень в другом канале. В результате выходной сигнал квадратурной схемы изменяется не только по фазе, но и по амплитуде. Поскольку в каждом канале осуществляется амплитудная манипуляция, этот вид модуляции называют квадратурной манипуляцией с изменением амплитуды (QASK -- QuadratureAmplitudeShiftKeying) или просто квадратурной амплитудной модуляцией -- КАМ.

Пользуясь геометрической трактовкой, каждый сигнал КАМ можно изобразить вектором в сигнальном пространстве. Отмечая только концы векторов, для сигналов КАМ получаем изображение в виде сигнальной точки, координаты которой определяются значениямиx(t) и y(t). Совокупность сигнальных точек образует так называемое сигнальное созвездие(signalconstellation).

На рис. 5 показана структурная схема модулятора и-сигнальное созвездие для случая, когдал-(0 и y(t) принимают значения ±1, ±3 (4-х уровневая КАМ).

Рис 5 Схема модулятора и сигнальная диаграмма КАМ-4

Величины ±1, ±3 определяют уровни модуляции и имеют относительный характер. Созвездие содержит 16 сигнальных точек, каждая из которых соответствует четырем передаваемым информационным битам.

Комбинация уровней ±1, ±3, ±5 может сформировать созвездие из 36 сигнальных точек. Однако из них в протоколах ITU-T используется только 16 равномерно распределенных в сигнальном пространстве точек.

Существует несколько способов практической реализации 4-х уровневой КАМ, наиболее распространенным из которых является так называемый способ модуляции наложением (SPM -- SupersposedModulation). В схеме, реализующей данный способ, используются два одинаковых 4-х фазных модулятора. Структурная схема модулятора SPM и диаграммы, поясняющие его работу приведены на рис. 6.

Из теории связи известно, что при равном числе точек в сигнальном созвездии спектр сигналов КАМ идентичен спектру сигналов ФМ. Однако помехоустойчивость систем ФМ и КАМ различна. При большом числе точек сигналы системы КАМ имеют лучшие характеристики, чем системы ФМ. Основная причина этого состоит в том, что расстояние между сигнальными точками в системе ФМ меньше расстояния между сигнальными точками в системе КАМ.

На рис. 7 представлены сигнальные созвездия систем КАМ-16 и ФМ-16 при одинаковой мощности сигнала. Расстояние d между соседними точками сигнального созвездия в системе КАМ с L уровнями модуляции определяется выражением:

c?=v2/(JL-l).

Аналогично для ФМ

d=2sin(n/M), где М -- число фаз.

Рис 6 Схема модулятора КАМ-16

И ч приведенных выражений следует, что при увеличении значения М и одном и том же уровне мощности системы КАМ предпочтительнее систем ФМ Например, при М=16 (Ј=4) </кАМ=0.47 и </фм=0,396, а при М=32 (L=6) й/кАМ=0,28, с?фм=0,174

Рис 7 Сигнальные созвездия КАМ 16 и ФМ-16

Табл. 1

Недостатки и достоинства алгоритма

Достоинства алгоритма	Недостатки алгоритма
Алгоритм квадратурной амплитудной модуляции является относительно простым в реализации и в то же время достаточно эффективным алгоритмом линейного кодирования xDSL-сигналов. Современные реализации этого алгоритма обеспечивают достаточно высокие показатели спектральной эффективности. Как уже было отмечено выше, ограниченность спектра и относительно высокий уровень помехоустойчивости QAM-модулированного сигнала обеспечивают возможность построения на основе этой технологии высокоскоростных ADSL и VDSL-систем передачи данных по двухпроводной линии с частотным разделением принимаемого и передаваемого информационных потоков.	К недостаткам алгоритма можно отнести относительно невысокий уровень полезного сигнала в спектре модулированного колебания. Этот недостаток является общим для алгоритмов гармонической амплитудной модуляции и выражается в том, что максимальную амплитуду в спектре модулированного колебания имеет гармоника с частотой несущего колебания. Поэтому данный алгоритм в чистом виде достаточно редко используется на практике. Гораздо более широкое распространение получают алгоритмы, которые используют основные принципы QAM и в то же время свободны от его недостатков (например - алгоритм CAP). Квадратурная модуляция применяется для передачи сигналов цветности в телевизионном стандарте PAL и NTSC, в стереофоническомрадиовещании.



7. Построение схем кодера и декодера циклического кода

Многотактным линейным фильтром называется устройство, состоящее из связанных между собой элементов задержки и логических элементов, причем отклик устройства на сумму входных сигналов равен сумме откликов на каждый сигнал в отдельности. Применительно к задачам кодирования и декодирования циклических кодов рассмотрим многотактные фильтры, состоящие из элементов задержки, сумматоров по модулю 2 и элементов умножения на постоянное число из поля GF2. Такие фильтры называются линейными и в литературе их называют регистрами с логической обратной связью. Фильтры являются синхронными устройствами, поскольку значения всех запоминаемых символов изменяются в один момент времени. На вход фильтра подаются последовательно коэффициенты многочлена со скоростью, определяемой величиной задержки в элементе памяти - тактом. Передача начинается с коэффициентов старших степеней, т.к. при делении сначала обрабатываются коэффициенты старших степеней, а при умножении порядок безразличен.

Кодирование ЦК сводится к умножению исходной комбинации m(x) на x^n-k и прибавлении к ней остатка r(x) от деления x^n-km(x) на g(x). При декодировании вычисляется синдром s(x) путем деления p(x) на g(x).

Поскольку операция умножения многочлена на x^n-k означает добавление к этому многочлену n - k нулей, то никакого специального устройства для это не требуется. Деление многочлена на многочлен заключается в последовательном сложении по модулю 2 делителя сначала со старшими степенями делимого, затем со старшими степенями получившегося остатка до тех пор, пока степень остатка не станет меньше степени делителя.

Деление произвольного многочлена на порождающий многочлен может быть осуществлено многотактным фильтром с числом ячеек n - k и числом сумматоров, равным числу ненулевых членов g(x) минус единица. Место включения сумматоров определяется структурой делителя g(x). На вход фильтра поступает последовательность разрядов многочлена-делимого. Как только первый разряд этой последовательности появляется на выходе, происходит суммирование по модулю 2 делителя и первых разрядов. Делимого и в элементах памяти записывается остаток. Затем при появлении на выходе первой единицы остатка производится суммирование делителя с этим остатком и т.д. После записи в ячейки памяти последнего разряда делимого в них получается окончательный остаток. Операция деления занимает n+1 тактов, где n - степень многочлена-делимого.

8. Построение кодирующего устройства циклического кода

Цикл работы кодера для передачи n = 511 единичных элементов составляет 1010 такт. Тактовые сигналы формируются передающим распределителем.

Первый режим работы кодера длиться k = 1010 тактов. От первого тактового импульса триггер Т занимает положение, при котором на его прямом выходе появляется сигнал “1”, а на инверсном “0”. Сигналом “1” открываются ключи 1 и 3. Сигналом “0” ключ 2 закрыт. В таком состоянии триггер и ключи находятся k+1 тактов, т.е. 1011 такта. За это время на выход кодера через открытый ключ 1 поступит 1011единичных элемента информационной группы k=1010.

Одновременно через ключ 3 информационные элементы на устройств поступают на устройство деления многочлена x^rm(x) на g(x).

Деление осуществляется сдвигающим регистром с числом ячеек, равным числу проверочных разрядов. В рассматриваемом случае число r = 13. Число сумматоров в устройстве равно числу ненулевых членов g(x) минус единица. В моем случае число сумматоров равно двум. Сумматоры устанавливаются после ячеек, соответствующих ненулевым членам g(x). Поскольку все неприводимые полиномы имеют член х⁰=1, то соответствующий этому члену сумматор установлен перед ключом 3 (логической схемой И).

После k =1010 тактов в ячейках устройства окажется записанным остаток деления r(x).

При воздействии k+1= 1011 тактов 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 r = 13 тактов элементы остатка от деления через ключ 2 поступают на выход кодера, также начиная со старшего разряда.

Рисунок 8 Структурная схема кодера

9. Построение декодирующего устройства

Принятая кодовая комбинация, которая отображается полиномом P(x). Поступает в декодирующий регистр и одновременно в ячейки буферного регистра, который содержит k ячеек. Ячейки буферного регистра связаны через логические схемы “нет”, пропускающие сигналы только при наличии “1” на первом входе и “0” - на втором (этот вход отмечен кружком). На вход буферного регистра кодовая комбинация поступит через схему И₁. Этот ключ открывается с выхода триггера Т первым тактовым импульсом и закрывается k+1 тактовым импульсом. Схемы “нет” в режиме заполнения регистра открыты, ибо на вторые входы напряжения со стороны ключа И₂ не поступает.

Одновременно в декодирующем регистре происходит в продолжение всех n тактов деление кодовой комбинации (полиномом P(x) на порождающий полиномом g(x)). Схема декодирующего регистра полностью аналогична схеме деления кодера. Если в результате деления получится нулевой остаток - синдром S(x)=0, то последующие тактовые импульсы спишут информационные элементы на выход декодера.

При наличии ошибок в принятой комбинации синдром S(x) не равен 0. Это означает, что после n-го такта хотя бы в одной ячейке декодирующего регистра будет записана “1”. Тогда на выходе схемы ИЛИ появится сигнал. Ключ 2 (схема И₂) 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.

Рисунок 9 Структурная схема декодера



10. Расчетная часть. Определение оптимальной длины кодовой комбинации при использовании циклического кода в системе с РОС

Длина кодовой комбинации n должна быть выбрана таким образом, чтобы обеспечить наибольшую пропускную способность канала связи. При использовании корректирующего кода кодовая комбинация содержит n разрядов, из которых k разрядов являются информационными, а r разрядов - проверочными:

n= k+r. (7)

Если в системе связи используются двоичные сигналы (сигналы типа «1» и «0») и каждый единичный элемент несет не более одного бита информации, то между скоростью передачи информации и скоростью модуляции существует соотношение

C = (k/n)*B, (8)

где С - скорость передачи информации, бит/с;В - скорость модуляции, Бод.

Очевидно, что тем меньше r, тем больше отношение k/n приближается к 1, тем меньше отличается С и В, т.е. тем выше пропускная способность системы связи.

Известно также [3, стр. 104], что для циклических кодов с минимальным кодовым расстоянием d₀=3 справедливо соотношение

. (9)

Видно, что чем больше n, тем ближе отношение k/n к 1. Так, например, при n = 7, r=3, k=4, k/n = 0,571; при n = 255, r=8, k=247, k/n = 0,964; n = 1023, r=10, k=1013, k/n = 0,990.

Приведенное утверждение справедливо для больших d₀, хотя точных соотношений для связей между r и n нет. Существуют только верхние и нижние оценки, указанные на стр. 104 [3].

Из изложенного можно сделать вывод, что с точки зрения внесения постоянной избыточности в кодовую комбинацию выгодно выбирать длинные кодовые комбинации, так как с увеличением n относительная пропускная способность увеличивается, стремясь к пределу, равному 1.

R= C/B= k/n. (10)

В реальных каналах связи действуют помехи, приводящие к появлению ошибок в кодовых комбинациях. При обнаружении ошибки декодирующим устройством в системах с РОС производится переспрос группы кодовых комбинаций. Во время переспроса полезная информации уменьшается.

Можно показать, что в этом случае

, (11)

где Р₀₀ - вероятность обнаружения ошибки декодером (вероятность переспроса);

Р_ПП - вероятность правильного приема (безошибочного приема) кодовой комбинации;

М - емкость накопителя передатчика в числе кодовых комбинаций.

При малых вероятностях ошибки в канале связи (Р_ош.< 10^-3) вероятность Р₀₀ также мала, поэтому знаменатель мало отличается от 1 и можно считать

. (12)

При независимых ошибках в канале связи, при

,тогда. (13)

Емкость накопителя [2, стр. 323]

, (14)

где t_p- время распространения сигнала по каналу связи, с;t_k- длительность кодовой комбинации из n разрядов, с.

Знак <> - означает, что при расчете М следует брать большее ближайшее целое значение. Но

, (15)

где L - расстояние между оконечными станциями, км;v - скорость распространения сигнала по каналу связи, км/с;B - скорость модуляции, Бод.

После простейших подстановок окончательно имеем

(16)

Нетрудно заметить, что при Р_ош= 0 формула (16) превращается в формулу (11).

При наличии ошибок в канале связи величина R является функцией P_ош, n, k, B, L, v. Следовательно, существует оптимальное n (при заданных P_ош, B, L, v), при котором относительная пропускная способность будет максимальной.

Формула (16) еще более усложняется в случае зависимых ошибок в канале связи (при пакетировании ошибок).

Выведем эту формулу для модели ошибок Пуртова.

Как показано в [1], число ошибок t_об в комбинации, длинной в n разрядов, определяется формулой 15 [1]. Для обнаружения такого числа ошибок находим циклический код с кодовым расстоянием d₀ не менее . Поэтому, согласно формуле 15 [1], необходимо определить вероятность

(17)

Как показано [4], с некоторым приближением можно связать вероятность с вероятностью не обнаружения декодером ошибки Р_НО и числом проверочных разрядов в кодовой комбинации

. (18)

Подставляя значение в (17) с заменой t_об на d₀-1, имеем

. (19)

При расчетах на микрокалькуляторах удобнее пользоваться десятичными логарифмами.

После преобразований

. (20)

Возвращаясь к формулам (16) и (19) и производя замену k на n-r с учетом значения r, из формулы (20) получим

.

Второй член формулы (16) с учетом группирования ошибок по соотношению 17 [1] примет вид

.

Окончательно

. (21)

Примем n равной 31. Если при расчете пропускная способность R будет меньше 0.6, то рассчитаем ее для n равной 63.

Итак, в моем случае: n = 31; R = 0.706

11. Определение параметров циклического кода

К параметром циклического кода относятся:

n - длина кодовой комбинации (разрядов);

k - длина информационной части кодовой комбинации (разрядов);

r - длина проверочной части кодовой комбинации (разрядов);

g (x) - вид образующего полинома циклического кода.

После определения оптимальной длины кодовой комбинации n, обеспечивающей наибольшую относительную пропускную способность R, по формуле (21) определяют число проверочных разрядов:

r = <3.32[(1- 0.52 )lg(31/(4 - 1))+lg - lg]>=9

n=31

r = <3.32[(1- 0.52 )lg(63/(4 - 1))+lg - lg]>=9

n=63

r = <3.32[(1- 0.52 )lg(127/(4 - 1))+lg - lg]>=10

n=127

r = <3.32[(1- 0.52 )lg(255/(4 - 1))+lg - lg]>=10

n=255

r = <3.32[(1- 0.52 )lg(511/(4 - 1))+lg - lg]>=11

n=511

r = <3.32[(1- 0.52 )lg(1023/(4 - 1))+lg - lg]>=12

n=1023

r = <3.32[(1- 0.52 )lg(2047/(4 - 1))+lg - lg]>=12

n=2047

Табл. 2

Параметры кода

R	n	r	K
0,692	31	9	22
0,828	63	9	54
0,896	127	10	117
0,927	255	10	245
0,936	511	11	500
0,931	1023	11	1012
0,915	2047	12	2035
0,887	4095	12	4083

Так как n, в моем случае, равно 511, то воспользовавшись формулой (7), определим число информационных символов k:

k = 511-11= 500.

Выбираем образующий полином согласно последней цифре зачетной книжки и числу проверочных символов, которые определяют степень g():

g (x) = 1.

Далее для осуществления циклического кода умножим этот полином на (x + 1):

g () = (1)*(+1)=

12. Определение объема передаваемой информации W при заданном темпе Tпер и критерии отказа tОТК

Пусть требуется передавать информацию за временной интервал Т, который называется темпом передачи информации. Критерий отказа tотк - это суммарная длительность всех неисправностей, которая допустима за время Т. Если время неисправностей за промежуток времени Т превысит tотк, то система передачи данных будет находиться в состоянии отказа,

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

W = R*B*(Tпер - tотк), (22)

где R - наибольшая относительная пропускная способность для выбранных параметров циклического кода.

W=0,978*1200*(320 - 180) = 164304 бит.



13. Определение емкости накопителя М

Найдем емкость накопителя по формуле:

. (23)

,

Где, t_p- время распространения сигнала по каналу связи, с;

t_k- длительность кодовой комбинации из n разрядов, с.

. (24)

. (25)

Где, L - расстояние между оконечными станциями, км;

v - скорость распространения сигнала по каналу связи, км/с;

B - скорость модуляции, Бод.

14. Расчет характеристик дискретного канала и РОСнпбл

Прямой канал

Максимальная скорость работы канала В = 1200 Бод.

Распределение вероятности возникновения хотя бы одной ошибки на длине n.

. (26)

Распределение вероятности возникновения ошибок кратности t и более на длине n.

. (27)

а) с.

.

б) с.

.

Время распространения сигнала t_p = 0.069 с.

Вероятность не обнаруживаемой (n, k) - кодом ошибки.

. (28)

Вероятность обнаружения кодом ошибки.

. (29)

Избыточность кода.

. (30)

Скорость кода.

. (31)

Средняя относительная скорость передачи в РОС_нпбл.

. (32)

. (33)

. (34)

t_ож = t_р + t_р + t_ак + t_ас + t_с = 0.069 + 0.069 +2^.0.213 + 0.426 = 0.99 с. (35)

t_к = t_с.

t_ак = t_ас = 0.5 t_к = 0.5^.0.426 = 0.213 с.

.

Вероятность правильного приема.

. (36)

Обратный канал

Максимальная скорость работы канала В = 200 Бод.

с. (37)

Распределение вероятности возникновения хотя бы одной ошибки на длине n.

. (38)

Распределение вероятности возникновения ошибок кратности t и более на длине n.

. (39)

а) с.

.

б) .с

.

Время распространения сигнала t_p = 0.069 с.

Вероятность не обнаруживаемой (n, k) - кодом ошибки.

. (40)

Вероятность обнаружения кодом ошибки.

. (41)

Избыточность кода.

. . (42)

Скорость кода.

. (43)

Средняя относительная скорость передачи в РОС_нпбл.

. (44)

. (45)

. (46)

t_ож = t_р + t_р + t_ак + t_ас + t_с = 0.069 + 0.069 +2^.0.213 + 0.426 = 0.99 с. (35)

t_к = t_с.

t_ак = t_ас = 0.5 t_к = 0.5^.0.426 = 0.213 с.

.

Вероятность правильного приема.

. (48)

15. Магистраль Усть-Каменогорск - Актау

Табл. 3

Магистраль Усть-Каменогорск - Актау

Усть-Каменогорск	1000 км	Алматы
Алматы	500 км	Джамбул
Джамбул	1100 км	Астана
Астана	800 км	Петропавловск
Петропавловск	1200 км	Актюбинск
Актюбинск	900 км	Актау
Итого 5500 км

16. Построение временной диаграммы работы системы

Временная диаграмма (рисунок 10) иллюстрирует работу системы с РОС_НП и блокировкой при обнаружении ошибки во второй комбинации в случае с h=3. Как видно из диаграммы, передача комбинации ИИ осуществляется непрерывно до момента получения передатчиком сигнала переспроса. После этого передача информации от ИИ прекращается на время t_ож и 3 комбинаций начиная со второй. В это время в приемнике стираются h комбинаций: вторая комбинация, в которой обнаружена ошибка (отмечена звездочкой) и 6 последующих комбинаций (заштрихованы). Получив переданные из накопителя комбинации (от второй до 8-ой включительно) приемник выдает их ПИ, а передатчик продолжает передачу последующих комбинаций.

Рисунок 10 Временная диаграмма работы системы



17. Заключение

В данном курсовом проекте произведены основные расчеты для проектирования радиорелейных линий связи (так как показатель группирования ошибок ).

В теоретической части работы изучена модель Пуртова Л.П., которая используется в качестве модели частичного описания дискретного канала, построена структурная схема системы РОС_нпбл и описан принцип работы этой системы, а также рассмотрена относительная фазовая модуляция.

В соответствие с заданным вариантом найдены параметры циклического кода и по ним определен порождающий полином. Для полученного циклического кода были построены кодирующее и декодирующее устройство. Также схемы кодера и декодера были построены с использованием пакета «SystemView». В работе представлены все структурные схемы и рисунки.

Для прямого и обратного канала передачи данных рассчитаны основные характеристики (распределение вероятности возникновения хотя бы одной ошибки на длине n, распределение вероятности возникновения ошибок кратности t и более на длине n, скорость кода, избыточность кода, вероятность обнаружения кодом ошибки и др.). В данной работе построена временная диаграмма, соответствующая работе системы РОС_нпбл.

По географической карте РК выбраны два пункта (Усть-Каменогорск - Актау), отстоящие на 5200 км. Выбранная между ними магистраль разбита на ряд участков длиной 500 - 1000 км. Пункты переприема привязаны к крупным населенным пунктам. Это отражено в таблице 3.

18. Список использованной литературы

1. Скляр Б. Цифровая связь. Теоретические основы и практическое применение: 2-е изд. /Пер. с англ. М.: Издательский дом «Вильямс», 2003. 1104 с.

2. Прокис Дж. Цифровая связь. Радио и связь, 2000. 797 с.

3. А.Б. Сергиенко. Цифровая обработка сигналов: Учебник для вузов. М.: 2002.

4. Фирменный стандарт. Работы учебные. Общие требования к построению, изложению, оформлению и содержанию. ФС РК 10352-1910-У-е-001-2002. Алматы: АИЭС, 2002.

5. Шварцман В.О., Емельянов Г.А. Теория передачи дискретной информации. М.: Связь, 1979. 424 с.

6. Передача дискретных сообщений / Под ред. В. П. Шувалова. М.: Радио и связь, 1990. 464 с.

7. Емельянов Г. А., Шварцман В. О. Передача дискретной информации. М.: Радио и связь, 1982. 240 с.

8. Пуртов Л.П. и др. Элементы теории передачи дискретной информации. М.: Связь, 1972. 232 с.

9. Колесник В.Д., Мирончиков Е.Т.. Декодирование циклических кодов. М.: Связь, 1968.

Размещено на Allbest.ru

...