Ministarstvo obrazovanja i nauke Republike Kazahstan
Neprofitno akcionarsko društvo
"Almaty univerzitet za energetiku i komunikacije"
Katedra za infokomunikacijske tehnologije
NASTAVNI RAD
u disciplini "Digitalne komunikacijske tehnologije"
Izvedeno:
Alieva D.A.
Uvod
2. Sistem sa ROS i kontinuiranim prijenosom informacija (ROS - np) i blokiranjem
3. Određivanje n, k, r, sa najvećom propusnošću R
4. Konstrukcija kola enkodera i dekodera za odabrani polinom g (x).
8. Proračuni pokazatelja pouzdanosti glavnog i obilaznog kanala
9. Odabir autoputa na karti
Zaključak
Bibliografija
Uvod
kod cikličkog kanalnog uređaja
V U poslednje vreme digitalni sistemi za prenos podataka postaju sve rašireniji. U vezi Posebna pažnja posvećen je proučavanju principa prenosa diskretnih poruka. Razmatranje principa i metoda prenošenja digitalni signali posvećena disciplini "Digitalne komunikacijske tehnologije", koja se zasniva na prethodno proučavanim disciplinama: "Teorija električna komunikacija"," Teorija električna kola"," Osnove konstrukcije i CAD telekomunikacionih sistema i mreža "," Digitalni uređaji i osnove računarske tehnologije“ itd. Kao rezultat izučavanja ove discipline neophodno je poznavanje principa izgradnje sistema za prenos i obradu digitalnih signala, hardvera i softverske metode povećati otpornost na buku i brzinu prijenosa digitalni sistemi komunikacija, metode povećanja efektivne upotrebe komunikacijskih kanala. Također je potrebno biti u stanju napraviti proračune glavnih funkcionalnih jedinica, analizirati uticaj vanjski faktori o operativnosti komunikacijskih objekata; imati vještine u korištenju sredstava kompjuterska tehnologija za proračune i projektovanje softverskih i hardverskih komunikacija.
Završetak nastavnog rada doprinosi sticanju vještina rješavanja problema i temeljitijem sagledavanju dijelova predmeta „Digitalne komunikacijske tehnologije“.
Svrha ovog rada je dizajniranje putanje prijenosa podataka između izvora i primaoca informacija korištenjem cikličkog koda i odlučujućeg povratne informacije, kontinuirani prijenos i blokiranje prijemnika. U predmetnom radu potrebno je razmotriti princip rada uređaja za kodiranje i dekodiranje cikličkog koda. Za modeliranje telekomunikacionih sistema se široko koriste softvera... Korištenje paketa "System View" u skladu sa data opcija kola cikličkog kodera i dekodera moraju biti sastavljena.
1. Modeli parcijalnog opisa diskretnog kanala
U stvarnim komunikacijskim kanalima greške se javljaju iz više razloga. Na žičanim kanalima najveći broj grešaka je uzrokovan kratkim prekidima i impulsni šum... U radio kanalima, fluktuacijski šumovi imaju primjetan učinak. U kratkotalasnim radio kanalima, glavni broj grešaka se javlja kada se nivo signala promeni usled uticaja fadinga. U svim stvarnim kanalima greške su vremenski vrlo neravnomjerno raspoređene, zbog čega su i tokovi grešaka neravnomjerni.
Postoji mnogo matematičkih modela za diskretni kanal. Osim toga opšte šeme i privatni modeli diskretnog kanala, postoji veliki broj obezbeđivanje modela djelomični opis kanal. Hajde da se zadržimo na jednom od ovih modela - modelu A.P. Purtova.
Formula modela diskretnog kanala sa nezavisnim greškama:
Greške su skupne prirode, stoga se uvodi koeficijent
Koristeći ovaj model, moguće je odrediti zavisnost vjerovatnoće pojave iskrivljene kombinacije od njene dužine n i vjerovatnoće pojave kombinacija dužine n sa t grešaka (t Vjerovatnoća P (> 1, n) je neopadajuća funkcija od n. Za n = 1 P (> 1, n) = Posh Vjerovatnoća pojave izobličenja kodne riječi dužine n: gdje je indikator grupiranja grešaka. Kod 0 imamo slučaj nezavisnog pojavljivanja grešaka, a kod 1 pojavu grupnih grešaka (pri = 1, vjerovatnoća izobličenja kodne kombinacije ne zavisi od n, jer se u svakoj pogrešnoj kombinaciji svi elementi primaju sa greškom). Nai veći značaj d (0,5 do 0,7) se uočava na CLS, jer kratak prekid dovodi do pojave grupa sa većom gustinom grešaka. V radio relejne linije, gdje se, uz intervale velike gustine grešaka, uočavaju intervali sa rijetkim greškama, vrijednost d kreće se od 0,3 do 0,5. U HF radiotelegrafskim kanalima indikator grupisanja grešaka je najmanji (0,3-0,4). Distribucija grešaka u kombinacijama različitih dužina: procjenjuje ne samo vjerovatnoću pojave iskrivljenih kombinacija (barem jedne greške), već i vjerovatnoću kombinacija dužine n sa t unaprijed određenih grešaka P (> t, n). Posljedično, grupiranje grešaka dovodi do povećanja broja kodnih kombinacija, na koje utiču greške veće višestrukosti. Analizirajući sve navedeno, možemo zaključiti da se pri grupisanju grešaka smanjuje broj kombinacija kodova. zadata dužina n. Ovo je također razumljivo iz čisto fizičkih razmatranja. Uz isti broj grešaka, batching dovodi do njihove koncentracije na pojedinačne kombinacije (stopa greške raste), a broj iskrivljenih kombinacija kodova se smanjuje. 2. Sistem sa ROS-om i kontinuiranim prijenosom informacija (ROS-np) i blokiranjem. U POC-np sistemima, predajnik prenosi kontinuirani niz kombinacija bez čekanja na signale potvrde. Prijemnik briše samo one kombinacije u kojima rješavač detektuje greške i na osnovu njih daje signal ponovnog zahtjeva. Ostale kombinacije izdaje PI kako su primljene. Prilikom implementacije ovakvog sistema nastaju poteškoće zbog ograničenog vremena prenosa i širenja signala. Ako se u nekom trenutku završi prijem kodne riječi u kojoj je otkrivena greška, tada se do tog trenutka sljedeća kodna riječ već prenosi putem naprijed kanala. Ako vrijeme širenja signala u kanalu tc premašuje trajanje kodne riječi nt o, tada do trenutka t "prijenos jedne ili više kombinacija nakon druge može biti završen. Još neke kodne riječi će se prenijeti do trenutka ( t") dok se ne analizira signal ponovnog zahtjeva za drugu kombinaciju. Dakle, kontinuiranim prijenosom, tokom vremena između trenutka detekcije greške (t") i dolaska ponovljene kodne riječi (t""), bit će primljeno h više kombinacija, pri čemu simbol [x] označava najmanji cijeli broj veći veći ili jednak x. Budući da predajnik ponavlja samo kombinacije za koje je primljen signal ponovnog zahtjeva, onda će se kao rezultat ponavljanja sa kašnjenjem od h kombinacija, redoslijed kombinacija u informacijama koje izdaje PI sistem razlikovati od redoslijeda kojim kombinacije kodova stižu u sistem. Ali primaocu, kodne riječi moraju stići istim redoslijedom kojim su poslane. Stoga, da bi se uspostavio red kombinacija u prijemniku, mora postojati poseban uređaj i bafer memorija značajnog kapaciteta (najmanje ih, gdje je i broj ponavljanja), jer je moguće više ponavljanja. Kako bi se izbjegle komplikacije i poskupljenje prijemnika, sistemi sa POS-np su izgrađeni u osnovi tako da nakon detekcije greške prijemnik briše kombinaciju sa greškom i blokira se za h kombinacija (tj. ne prima h narednih kombinacija), a predajnik ponavlja h zadnjih kombinacija (kombinacija sa greškom i h - 1 nakon nje). Takvi sistemi sa ROS-np nazivaju se sistemi sa blokiranjem ROS-npbl. Ovi sistemi vam omogućavaju da organizujete kontinuirani prenos kombinacija kodova uz održavanje njihovog redosleda. Slika 1 - Blok dijagram sistema sa ROS-om 3. Određivanje n, k, r, pri najvećoj propusnosti R. Dužina kodne riječi n mora biti odabrana na takav način da pruži najveću propusnost komunikacijski kanal. Kada se koristi ispravni kod, kombinacija koda sadrži n bitova, od kojih je k bitova informativno, a r bitova za provjeru: Slika 2 - Blok dijagram sistemskog algoritma sa ROS-npbl Ako komunikacijski sistem koristi binarne signale (signale tipa "1" i "0") i svaki element jedinice ne nosi više od jednog bita informacija, tada postoji odnos između brzine prijenosa informacija i brzine modulacije: C = (k / n) * B, (1) gdje je C brzina prijenosa informacija, bit/s; B - brzina modulacije, baud. Očigledno, što je manji r, što se odnos k/n više približava 1, manje se razlikuju C i B, tj. što je veća propusnost komunikacionog sistema. Također je poznato da je za cikličke kodove s minimalnim rastojanjem koda d 0 = 3 tačna sljedeća relacija: Gornja izjava vrijedi za velike d 0, iako ne postoje tačne relacije za veze između r i n. Naznačene su samo gornje i donje granice. Iz navedenog možemo zaključiti da je sa stanovišta uvođenja konstantne redundancije u kodnu riječ, povoljno odabrati dugačke kodne riječi, jer s povećanjem n raste relativna propusnost, težeći granici jednakoj 1: U stvarnim komunikacijskim kanalima dolazi do smetnji koje dovode do pojave grešaka u kodnim kombinacijama. Kada dekoder detektuje grešku u sistemima sa POC, ponovo se traži grupa kombinacija kodova. Tokom ponovnog postavljanja pitanja, korisne informacije se smanjuju. Može se pokazati da u ovom slučaju: gdje je R 00 vjerovatnoća detekcije greške od strane dekodera (vjerovatnoća ponovnog postavljanja pitanja); R PP - vjerovatnoća ispravnog prijema (prijema bez grešaka) kombinacije kodova; M je kapacitet memorije predajnika u broju kombinacija kodova. Pri malim vjerovatnoćama grešaka u komunikacijskom kanalu (P osh.< 10 -3) вероятность Р 00 также мала, поэтому знаменатель мало отличается от 1 и можно считать: Sa nezavisnim greškama u komunikacijskom kanalu, sa: Kapacitet skladištenja: Potpiši< >- znači da pri izračunavanju M treba uzeti veću najbližu cjelobrojnu vrijednost. gdje je L udaljenost između terminalnih stanica, km; v brzina širenja signala kroz komunikacijski kanal, km/s; B - brzina modulacije, baud. Nakon najjednostavnijih zamjena, konačno imamo Lako je vidjeti da se pri P osh = 0 formula (8) pretvara u formulu (3). U prisustvu grešaka u komunikacijskom kanalu, vrijednost R je funkcija P osh, n, k, B, L, v. Dakle, postoji optimalno n (za dati P osh, B, L, v), pri kojem će relativna propusnost biti maksimalna. Formula (8) postaje još složenija u slučaju zavisnih grešaka u komunikacijskom kanalu (prilikom grupnih grešaka). Hajde da izvedemo ovu formulu za Purtov model greške. Kao što je prikazano, broj grešaka t o u kombinaciji dužine n bitova određen je jednačinom 7.38. Da bismo otkrili toliki broj grešaka, nalazimo ciklički kod s rastojanjem koda d 0 ne manjim. Stoga je prema formuli 7.38 potrebno odrediti vjerovatnoću: Kao što je prikazano, uz neku aproksimaciju, možemo povezati vjerovatnoću sa vjerovatnoćom da dekoder ne otkrije grešku R HO i brojem bitova za provjeru u kombinaciji koda: Zamjenom vrijednosti u (9) zamjenom t o sa d 0 -1, imamo: Prilikom računanja na mikrokalkulatorima pogodnije je koristiti decimalne logaritme. Nakon transformacija: Vraćajući se na formule (6) i (8) i zamjenjujući k sa n-r, uzimajući u obzir vrijednost r, iz formule (11) dobijamo: Drugi član formule (8), uzimajući u obzir grupiranje grešaka omjerom 7,37, imat će oblik: Odredimo optimalnu dužinu kodne riječi n, koja obezbjeđuje najveću relativnu propusnost R i broj bitova za provjeru r obezbjeđujući datu vjerovatnoću neotkrivene greške Rochea. Tabela 1 – Ciljna vjerovatnoća neotkrivene Roche greške Tabela 1 pokazuje da je najveća propusnost R = 0,9127649 daje ciklički kod sa parametrima n = 511, r = 7, k = 504. Generirajući polinom stepena r nalazi se iz tabele nesvodljivih polinoma (Dodatak A ovom ME). Biramo, za r = 7, polinom g (x) = x 7 + x 4 + x 3 + x 2 +1 4. Konstrukcija kola enkodera i dekodera za odabrani polinom g (x). a) Hajde da napravimo ciklički koder. Rad enkodera na njegovom izlazu karakteriziraju sljedeći načini: 1. Formiranje k elemenata informacione grupe i istovremeno dijeljenje polinoma koji prikazuje informacijski dio x r m (x) sa generirajućim (generirajućim) polinomom g (x) kako bi se dobio ostatak podjele r (x). 2. Formiranje provjere r elemenata očitavanjem iz ćelija razdjelnog kola x r m (x) na izlaz enkodera. Blok dijagram enkodera prikazan je na slici 2. Ciklus enkodera za prijenos n = 511 jediničnih elemenata je n taktova. Sat signali formiraju odašiljački razvodnik, što nije prikazano na dijagramu. Prvi način rada enkodera traje k = 504 takta. Od prvog taktnog impulsa, okidač T zauzima poziciju u kojoj se na njegovom direktnom izlazu pojavljuje signal "1", a na inverznom signal "0". Signal "1" otvara ključeve ( logika I) 1 i 3. Signal "0" ključ 2 je zatvoren. U ovom stanju, okidač i tasteri su k + 1 takt ciklusa, tj. 505 mjera. Za to vrijeme, 504 pojedinačna elementa grupe informacija k = 504 će biti poslana na izlaz enkodera preko javnog ključa 1. Istovremeno, preko javnog ključa 3, informacioni elementi se unose u uređaj za dijeljenje polinoma x r m (x) sa g (x). Podjela se vrši pomoću višeciklusnog filtera s brojem ćelija jednakim broju bitova za provjeru (stepeni generirajućeg polinoma). U mom slučaju, broj ćelija je r = 7. Broj sabirača u uređaju jednak je broju nenultih pojmova g (x) minus jedan (napomena na strani 307). U našem slučaju, broj sabirača je četiri. Sabirci se postavljaju iza ćelija koje odgovaraju nenultim članovima g (x). Pošto svi nesvodivi polinomi imaju termin x 0 = 1, tada se sabirač koji odgovara ovom terminu instalira ispred ključa 3 (logičko I). Nakon k = 504 takta, ostatak podjele r (x) će biti upisan u ćelije uređaja za podjelu. Pod uticajem k + 1 = 505 taktnog impulsa, okidač T menja svoje stanje: na inverznom izlazu se pojavljuje signal "1", a na direktnom izlazu "0". Ključevi 1 i 3 su zatvoreni, a ključ 2 je otvoren. Za preostalih r = 7 ciklusa takta, elementi modula (kontrolna grupa) se unose preko ključa 2 na izlaz enkodera, također počevši od najznačajnijeg bita. Slika 3 - Blok dijagram enkodera b) Konstruirajmo uređaj za dekodiranje cikličkog koda. Rad kola dekodera (slika 3) je sljedeći. Primljena kodna kombinacija, koja se prikazuje polinomom P(x), ulazi u registar za dekodiranje i istovremeno u ćelije registra bafera koji sadrži k ćelija. Ćelije bafer registra su povezane preko logičkih kola "ne", omogućavajući prolaz signala samo ako postoji "1" na prvom ulazu i "O" na drugom (ovaj ulaz je označen krugom). Kombinacija kodova će ući na ulaz registra bafera kroz AND 1 kolo. Ovaj prekidač se otvara sa izlaza T okidača prvim taktnim impulsom i zatvara sa k + 1 takt impulsa (potpuno analogno radu T okidača u kolu enkodera). Dakle, nakon k = 504 takta informativna grupa stavke će biti upisane u registar bafera. Kola su NE u režimu punjenja registra su otvorena, jer se napon sa strane tipke AND 2 ne dovodi na druge ulaze. Istovremeno, u registru za dekodiranje, kombinacija koda (polinom P (x) sa generirajućim polinomom g (x)) se dijeli tokom svih n = 511 ciklusa takta. Šema registra za dekodiranje je potpuno analogna shemi podjele enkodera, o kojoj je gore detaljno razmotreno. Ako se kao rezultat dijeljenja dobije nulti ostatak - sindrom S (x) = 0, tada će naredni taktni impulsi otpisati informacijske elemente na izlaz dekodera. Ako postoje greške u primljenoj kombinaciji, sindrom S (x) nije jednak 0. To znači da će nakon n-tog (511) ciklusa takta najmanje jedna ćelija registra za dekodiranje biti upisana "1". signal će se pojaviti na izlazu ILI kola. Tipka 2 (kolo I 2) će raditi, NO kola registra bafera će se zatvoriti, a sljedeći impuls takta će prebaciti sve ćelije registra u stanje "0". Netačno primljene informacije će biti izbrisane. Istovremeno, signal brisanja se koristi kao naredba za blokiranje prijemnika i ponovno postavljanje pitanja. 5. Određivanje zapremine prenesene informacije W Neka se zahtijeva prijenos informacija u vremenskom intervalu T, koji se naziva brzina prijenosa informacija. Kriterijum kvara t otvoren je ukupno trajanje svih kvarova, koje je dozvoljeno za vrijeme T. Ako vrijeme kvarova u vremenskom intervalu T prelazi t otvoren, tada će sistem za prijenos podataka biti u stanju kvara. Shodno tome, tokom vremena T lane -t otk moguće je prenijeti C bitova korisne informacije... Odredite W za prethodno izračunato R = 0,9281713, B = 1200 baudova, T traka = 460 s., T otvoren = 60 s. W = R * B * (Tper-totk) = 445522 bita 6. Konstrukcija kola enkodera i dekodera cikličkog koda u System View okruženju Slika 4 - Ciklični koder Slika 5 - Izlazni i ulazni signal enkodera Slika 7 - Ulazni signal dekodera, greška bita i izlazni sindrom 7. Pronalaženje kapaciteta i izrada vremenskog dijagrama Pronađimo kapacitet drajva: M =<3+(2 t p /t k)> (13) gdje je t p vrijeme širenja signala kroz komunikacijski kanal, s; t k - trajanje kodne kombinacije od n bitova, s. Ovi parametri se nalaze iz sljedećih formula: t p = L / v = 4700/80000 = 0,005875 s (14) h = 1 + gdje t stoji = 3t do + 2t p + t ak + t az = 0,6388 + 0,1175 + 0,2129 + 0,2129 = 1,1821 s, gdje je t ak, t az vrijeme analize u prijemniku, t 0 je trajanje jednog impulsa: h = 1 +<1,1821/511 8,333 10 -4 >=3 8. Proračun pokazatelja pouzdanosti glavnog i obilaznog kanala Verovatnoća greške je poznata (P osh = 0,5 10 -3), ukupna verovatnoća će biti zbir sledećih komponenti p pr - ispravan prijem, p ali - neotkrivanje greške, p o - vjerovatnoća otkrivanja greške od strane dekodera (vjerovatnoća ponovnog postavljanja pitanja). Ovisnost vjerovatnoće pojave izobličene kombinacije o njenoj dužini karakterizira se kao omjer broja izobličenja kodnih kombinacija N osh (n) i ukupnog broja odaslanih kombinacija N (n): Vjerovatnoća R (? 1, n) je neopadajuća funkcija od n. Za n = 1 P (? 1, n) = p osh, a za n>? vjerovatnoća R (? 1, n)> 1: P (? 1, n) = (n / d 0 -1) 1-b r osh, (17) P (? 1, n) = (511/5) 1-0,5 0,5 10 -3 = 5,05 10 -3, Za nezavisne greške u komunikacijskom kanalu, za n p oš<<1: p o? n p osh (18) p o = 511 0,5 10 -3 = 255,5 10 -3 Zbir vjerovatnoća mora biti jednak 1, tj. imamo: p pr + p ali + p oko = 1 (19) p pr +5,05 10 -3 +255,5 10 -3 = 1 Vremenski dijagram (slika 9) ilustruje rad sistema sa ROS NPbl kada se detektuje greška u drugoj kombinaciji u slučaju sa h = 3. Kao što se može vidjeti iz dijagrama, prijenos AI kombinacije vrši se kontinuirano sve dok odašiljač ne primi signal ponovnog zahtjeva. Nakon toga, prijenos informacija iz AI se zaustavlja na vrijeme t standby i 3 kombinacije počevši od drugog. U ovom trenutku, h kombinacije se brišu u prijemniku: druga kombinacija u kojoj je otkrivena greška (označena zvjezdicom) i 3 sljedeće kombinacije (osjenčano). Nakon što je primio kombinacije poslane sa uređaja za pohranu (od drugog do petog zaključno), prijemnik izdaje njihov PI, a predajnik nastavlja sa slanjem šeste i narednih kombinacija. Slika 8 - Vremenski dijagrami sistema sa ROS-npbl 9. Odabir autoputa na karti Slika 9 - Autoput Aktyubinsk - Almaty - Astana Zaključak Tokom kursa razmatrana je suština modela parcijalnog opisa diskretnog kanala (model Purtova L.P.), kao i sistema sa odlučnom povratnom spregom, kontinuiranim prenosom i blokiranjem prijemnika. Date vrijednosti su korištene za izračunavanje osnovnih parametara cikličkog koda. U skladu sa njima odabran je tip generirajućeg polinoma. Za ovaj polinom konstruisana su kola enkodera i dekodera sa objašnjenjem principa njihovog rada. Iste šeme su implementirane pomoću paketa "System View". Svi rezultati eksperimenata prikazani su u obliku slika koje potvrđuju ispravan rad sklopljenih kola enkodera i dekodera. Za diskretni kanal za prenos podataka unapred i unazad izračunate su glavne karakteristike: verovatnoća da se greška ne može detektovati i detektovati cikličkim kodom, itd. Za ROS npbl sistem su konstruisani vremenski dijagrami prema izračunatim parametrima koji objašnjavaju princip rada ovog sistema. Na geografskoj karti Kazahstana odabrane su dvije tačke (Aktjubinsk - Almati - Astana). Autoput dug 4700 km koji su izabrali između njih podijeljen je na dionice duge 200-700 km. Za vizuelni prikaz, u radu je prikazana karta. Analizirajući navedeni indikator grupisanja grešaka, možemo reći da je glavni proračun napravljen u radu za projektovanje kablovskih komunikacionih vodova, jer, tj. nalazi se u rasponu od 0,4-0,7. Bibliografija 1 B. Sklyar Digitalna komunikacija. Teorijske osnove i praktične primjene: 2. izd. / Per. sa engleskog M.: Izdavačka kuća "Williams", 2003. 1104 str. 2 Prokis J. Digitalna komunikacija. Radio i komunikacija, 2000.-797s. 3 A.B. Sergienko. Digitalna obrada signala: udžbenik za univerzitete. - M.: 2002. 4 Standard brenda. Vaspitno-obrazovni rad. Opšti zahtjevi za konstrukciju, prezentaciju, dizajn i sadržaj. FS RK 10352-1910-U-e-001-2002. - Almati: AIPET, 2002. 5 1 Shvartsman V.O., Emelyanov G.A. Teorija prijenosa diskretne informacije... - M.: Komunikacija, 1979.-424 str. 6 Prijenos diskretnih poruka / Ed. V.P. Shuvalov. - M.: Radio i komunikacija, 1990.-- 464 str. 7 Emelyanov G.A., Shvartsman V.O. Prijenos diskretnih informacija. - M.: Radio i komunikacija, 1982.-- 240 str. 8 Purtov L.P. i drugi Elementi teorije prenosa diskretnih informacija. - M.: Komunikacija, 1972.-- 232 str. 9 Kolesnik V.D., Mironchikov E.T. Dekodiranje cikličkih kodova. - M.: Komunikacija, 1968. Model parcijalnog opisa diskretnog kanala (model L. Purtova). Određivanje parametara cikličkog koda i generirajućeg polinoma. Konstrukcija uređaja za kodiranje i dekodiranje. Proračun karakteristika za glavni i obilazni kanal prijenosa podataka. seminarski rad, dodan 11.03.2015 Modeli parcijalnog opisa diskretnog kanala. Sistem sa ROS-om i kontinuiranim prijenosom informacija (ROS-np). Izbor optimalne dužine kodne riječi pri korištenju cikličkog koda u sistemu sa POC-om. Dužina kodne riječi. seminarski rad, dodan 26.01.2007 Tehnički sistemi za prikupljanje telemetrijskih informacija i čuvanje stacionarnih i mobilnih objekata, metode osiguranja integriteta informacija. Razvoj algoritma i šeme za rad enkodera. Proračun tehničke i ekonomske efikasnosti projekta. disertacije, dodato 28.06.2011 Istraživanje i specifičnosti upotrebe inverznog koda i Haminga. Blok dijagram uređaja za prijenos podataka, njegove komponente i princip rada. Simulacija temperaturnog senzora i enkodera i dekodera za inverzni kod. seminarski rad dodan 30.01.2016 Dizajniranje srednje brzine prenosa podataka između dva izvora i primaoca. Sastavljanje kola pomoću paketa "System View" za modeliranje telekomunikacionih sistema, kodiranje i dekodiranje cikličkog koda. seminarski rad dodan 04.03.2011 Proračun broja kanala na autoputu. Izbor prenosnog sistema, određivanje kapacitivnosti i proračun konstrukcije optičkog kabla. Izbor i karakteristike trase međugradskog autoputa. Proračun signala, numeričke blende, normalizovane frekvencije i broja modova. seminarski rad, dodan 25.09.2014 Model parcijalnog opisa diskretnog kanala, model L.P. Purtova. Blok dijagram sistema sa ROSnp-om i blokadom i blok dijagram algoritma rada sistema. Konstrukcija kola enkodera za odabrani generirajući polinom i objašnjenje njegovog rada. seminarski rad, dodan 19.10.2010 Klasifikacija sinhronizacionih sistema, proračun parametara sa sabiranjem i oduzimanjem impulsa. Konstrukcija enkodera i dekodera cikličnog koda, dijagram sistema sa povratnom spregom i čekanjem na neidealni povratni kanal, izračunavanje vjerovatnoće greške. seminarski rad, dodan 13.04.2012 Suština Hamingovog koda. Krugovi enkodera za četiri informacijska bita i dekoder. Određivanje broja kontrolnih cifara. Konstrukcija Hammingovog ispravljajućeg koda sa jednom korekcijom greške za deset bitova informacija. seminarski rad dodan 01.10.2013 Proučavanje obrazaca i metoda prijenosa poruka komunikacijskim kanalima i rješavanje problema analize i sinteze komunikacionih sistema. Dizajniranje putanje prijenosa podataka između izvora i primatelja informacije. Model parcijalnog opisa za diskretni kanal.
Pronalazak se odnosi na oblast komunikacione tehnologije i može se koristiti za simulaciju diskretnog komunikacionog kanala sa nezavisnim i grupnim greškama. Suština pronalaska leži u činjenici da se utvrđuje skup stanja komunikacionog kanala s 0, s 1, ..., s m-1 i uslovne vjerovatnoće P (e/s) pojave greške. u svakom stanju s >> i = 0, .. ., m-1 komunikacioni kanal iu skladu sa uslovnom verovatnoćom greške za trenutna drzava komunikacioni kanal prima greške u komunikacijskom kanalu, pri čemu se utvrđuje vjerovatnoća pojave intervala bez greške p (0 i) dužine i bita, prema kojem se na osnovu vjerovatnoće p (0 i) određuju uslovne vjerovatnoće p (0 i 1/11), p (0 i 1/01) intervali bez grešaka dužine i bitova u svakom trenutnom trenutku vremena i koji prethodi ovom trenutku, pod uslovom da se dva stanja komunikacionog kanala koriste za generisanje greške, koje odgovaraju kombinaciji grešaka 11 ili 01, generišu ravnomerno raspoređen interval od 0 do 1 je slučajni broj p, uslovne verovatnoće p (0 i 1/11), p (0 i 1/01) se sabiraju , počevši od i = 0, i kao rezultat dobija se sekvenca 0 k 1, koja čini tok bitova grešaka komunikacionog kanala. Tehnički rezultat, postignut implementacijom pronalaska, je povećanje brzine. 1 tab. Pronalazak se odnosi na oblast komunikacione tehnologije i može se koristiti za simulaciju diskretnog komunikacionog kanala sa nezavisnim i grupnim greškama. Metoda opisana u ovoj aplikaciji može se koristiti za simulaciju binarnog simetričnog komunikacijskog kanala i omogućava vam da dobijete tok bitova grešaka potrebnih za testiranje opreme za prijenos podataka. Za poređenje mogući načini Izgrađujući komunikacioni sistem i predviđajući njegove karakteristike bez direktnih eksperimentalnih ispitivanja, potrebno je imati različite karakteristike kanala uključenih u njega. Opis kanala koji vam omogućava da izračunate ili procijenite njegove karakteristike naziva se model kanala. U cijelom svijetu telekomunikacijski uređaji su temeljno testirani na usklađenost sa zahtjevima za povezivanje na komunikacionu mrežu (C1-PM i C1-FL u Rusiji; FCC dio 65, dio 15 u SAD; BS6305 u UK). Ispitivanja se sprovode u sertifikacionim centrima i laboratorijama Ministarstva komunikacija, Ministarstva željeznica, FAPSI, Ministarstva unutrašnjih poslova, Ministarstva odbrane i dr. - u svim odjelima koji imaju svoje kanale komunikacije. velike banke, vladine službe, vlasnici mreža za prenos podataka - svi oni koji aktivno koriste objekte za prenos podataka primorani su da vrše svoje uporedne testove. Korisnici su zainteresovani za otpornost uređaja na različite smetnje i izobličenja. Izvršiti takve uporedni testovi Koriste se različiti modeli komunikacionih kanala koji omogućavaju primanje niza bitova grešaka komunikacijskog kanala. U mnogim slučajevima, veza je određena statistikom bloka grešaka veze. Blok statistika grešaka komunikacijskog kanala razumijeva se kao distribucija P (t, n) vjerovatnoća t grešaka u bloku dužine n bitova za različita značenja t i n (t≤n). Na primjer, Purtov model komunikacionog kanala je specificiran blok statistikom grešaka komunikacijskog kanala. Predloženi metod omogućava da se na osnovu blok statistike grešaka komunikacionog kanala dobije tok bitova grešaka kanala neophodnih za testiranje različitih uređaja. Poznata je metoda za modeliranje komunikacionog kanala sa nezavisnim greškama, u kojoj se prvo izračunava prosečna verovatnoća greške po bitu u kanalu, a zatim se u skladu sa tom verovatnoćom dobijaju greške u komunikacijskom kanalu. Nedostatak ove metode je ograničen obim njene primjene, budući da se distribucija grešaka u stvarnim komunikacijskim kanalima značajno razlikuje od distribucije nezavisnih grešaka. Najbliži predloženoj metodi je metoda za modeliranje komunikacionog kanala sa greškama grupisanja prema modelu Markovljevog kanala (prototip), koji se sastoji u tome da se prvo postavi skup stanja komunikacionog kanala s 0, s 1, .. ., s m-1 se utvrđuje i izračunavaju se uslovne vjerovatnoće P (e/si) pojava greške u svakom stanju si, i = 0, ..., m-1 komunikacionog kanala. Dalje, u skladu sa uslovnom verovatnoćom greške za trenutno stanje komunikacionog kanala, dobijaju se greške u komunikacijskom kanalu. U ovom slučaju, sljedeće stanje komunikacionog kanala je određeno vjerovatnoćama tranzicije P (s j / s i), koje odgovaraju prijelazu iz trenutnog stanja s i u sljedeća stanja komunikacionog kanala s j. Nedostatak ove metode je visoka složenost modeliranje komunikacionog kanala na osnovu blok statistike komunikacionog kanala, budući da je prilikom izgradnje Markovljevog modela zasnovanog na blok statistici komunikacionog kanala potrebna velika količina proračuna za određivanje parametara Markovljevog modela. Štaviše, u mnogim slučajevima, da bi se postigla prihvatljiva tačnost, Markovljev model će imati veliki broj stanja, što otežava dobijanje bit-po-bit statistike komunikacionog kanala. Osim toga, ova metoda ima niske performanse zbog činjenice da se u svakom stanju komunikacijskog kanala generira samo jedan bit toka grešaka, a zatim se donosi odluka o prelasku u sljedeće stanje. Svrha izuma je pojednostaviti modeliranje komunikacionog kanala dobijanjem toka grešaka direktno iz blok statistike komunikacionog kanala i povećanjem brzine, budući da se u svakom stanju komunikacionog kanala može generisati niz grešaka, koji se sastoji od jedan ili više bitova, a tek nakon toga se donosi odluka o prelasku na sljedeće stanje komunikacionog kanala. Za postizanje cilja predlaže se metoda koja se sastoji u tome da se prvo odredi skup stanja komunikacionog kanala s 0, s 1, ..., s m-1 i izračunaju uslovne vjerovatnoće P (e/si ) pojave greške u svakom stanju si, i = 0, ..., m-1 komunikacioni kanal. Dalje, u skladu sa uslovnom verovatnoćom greške za trenutno stanje komunikacionog kanala, dobijaju se greške u komunikacijskom kanalu. Ono što je novo je da svako stanje komunikacijskog kanala odgovara događaju koji se dogodio odredjenu kombinaciju greške si = 0 i 1 u trenucima koji prethode trenutnom vremenu, gdje je 0 i 1 = 0 ... 01 binarna kombinacija koja se sastoji od i uzastopnih pozicija u kojima nema greške i jedne pozicije u kojoj se javlja greška, dok je za svakog od stanja komunikacionog kanala izračunavaju se uslovne verovatnoće P (0 k 1 / si), a greške u komunikacijskom kanalu se dobijaju u obliku niza oblika 0 k 1 u skladu sa uslovnom verovatnoćom P (0 k 1 / si). Razmotrimo implementaciju predložene metode za modeliranje komunikacionog kanala na primjeru konstrukcije modificiranog modela komunikacijskog kanala prema Purtovu. Modifikovani model komunikacionog kanala prema Purtovu je postavljen blok statistikom komunikacionog kanala. Prema modifikovanom modelu komunikacionog kanala prema Purtovu, verovatnoća t i više grešaka (t≥2) u bloku dužine n bitova izražava se formulom: gdje je p prosječna vjerovatnoća greške (str<0.5), a je faktor grupisanja grešaka (0≤a≤1), vrijednost a = 0 približno odgovara kanalu sa nezavisnim greškama, a = 1 - kanalu kada su sve greške koncentrisane u jednoj grupi, Vjerovatnoća izobličenja kodne riječi je Ovaj model grešaka određuju samo dva parametra p i a, a za različite parametre modela precizno opisuje mnoge stvarne komunikacione kanale. Statistika bloka ovog komunikacijskog kanala određena je jednadžbom Blok statistika kanala u mnogim slučajevima omogućava jednostavno dobijanje različitih karakteristika komunikacijskog sistema, na primjer, određivanje pouzdanosti prijema poruka zaštićenih kodom za ispravljanje grešaka. Vjerojatnost ispravnog prijema koda za ispravljanje grešaka koji ispravlja t grešaka i ima blok dužine n procjenjuje se formulom: Nažalost, zadatak blok statistike komunikacionog kanala u modifikovanom modelu komunikacionog kanala po Purtovu izaziva značajne poteškoće u dobijanju bitstreama grešaka neophodnih za testiranje opreme za prenos podataka. Stoga je predložena metoda koja generiše tok bitova grešaka koji zadovoljava blok statistiku komunikacionog kanala, posebno blok statistiku modifikovanog modela komunikacionog kanala prema Purtovu. Razmotrite binarni balansirani kanal. Neka je p (0 i) vjerovatnoća pojave intervala bez greške dužine i-bita, i = 0,1, .... Ova vjerovatnoća se izračunava na osnovu formule (2) p (0 i) = 1-P (≥1, i). Kada se konstruiše model kanala iz eksperimentalnih podataka, distribucija verovatnoće dužina intervala bez grešaka određuje se direktno iz statistike grešaka stvarnog komunikacionog kanala. Na osnovu distribucije vjerovatnoće p (0 i), zatim se izračunavaju sljedeće distribucije vjerovatnoće p (0 i 1), p (10 i 1), p (10 i 11), gdje 1 znači pogrešan bit. Ove vjerovatnoće se izračunavaju prema sljedećim ponavljajućim pravilima gdje Fer Predložena metoda koristi uslovne vjerovatnoće gde su bezuslovne verovatnoće p (10 i + 1 1) i p (110 i 1) izračunate po formulama (5) i (7), respektivno, a p (11) = 1-2 × p (0) + p ( 00) i p (01) = p (0) -p (00). Uslovne vjerovatnoće p (0 i 1/11) i p (0 i 1/01) postavljaju vjerovatnoće intervala bez grešaka dužine i bitova, pod uslovom da je model generirao kombinaciju 11 ili 01 prije ovog i samo dva stanja komunikacionog kanala se koriste za generiranje grešaka, koje odgovaraju kombinacijama grešaka 11 i 01. U našem modelu, samo takve kombinacije grešaka se mogu pojaviti u trenucima koji prethode trenutnom trenutku, jer se generiraju nizovi oblika 0 i 1. Za i = 0, stanje komunikacionog kanala će odgovarati kombinaciji 11, a za i> 0 - stanju 01. Odredivši stanje komunikacionog kanala u trenutnom trenutku, onda, koristeći formule (8) i (9), mi izračunati uslovne vjerovatnoće p (0 i 1/11) i p (0 i 1/01) i u skladu sa tim vjerovatnoćama odredimo niz oblika 0 k 1, koji predstavlja tok bitova grešaka u komunikaciji kanal. Istovremeno, prvo se generiše slučajni broj p ravnomerno raspoređen u intervalu od 0 do 1 i sabiraju se uslovne verovatnoće p (0 i 1/11) ili p (0 i 1/01), počevši od i = 0, a kao rezultat, niz 0 k 1, koji se bira prema sljedećem pravilu pri čemu znak # može biti 0 ili 1. Imajte na umu da se da bi se povećala brzina modela kanala, dužina neiskrivljenih intervala k za svaki slučajni broj p uzet sa nekom dopuštenom greškom može unaprijed izračunati prije početka simulacije i staviti u tabelu, čiji će ulaz biti vrijednost od p, a izlaz je dužina neiskrivljenog intervala k. U procesu modeliranja, dužine neiskrivljenih intervala će se zatim odrediti iz prikaza tabele funkcionalna zavisnost između p i k. Budući da je volumen tablice ograničen, "rep" distribucije, koji prikazuje odnos između p i k, koji nije uključen u tablicu, treba aproksimirati odgovarajućim analitičkim odnosom, na primjer, direktno proporcionalnim odnosom (duž). U ovom slučaju, događaji koji odgovaraju „repu“ distribucije su po pravilu malo verovatni i greška aproksimacije ne utiče značajno na tačnost modeliranja. Primjer. U tabeli je prikazana blok statistika P 1 (t, n) modifikovanog modela komunikacionog kanala prema Purtovu, izračunata po formulama (1) i (2), i slična statistika P 2 (t, n) toka grešaka za predloženi metod za modeliranje komunikacionog kanala. Parametri modifikovanog modela komunikacionog kanala prema Purtovu: p = 0,01, a = 0,3, dužina bloka n = 31, zapremina toka grešaka je bila 1.000.000 bita. Statistički hi-kvadrat testa dobrote uklapanja za teorijsku P 1 (t, n) i eksperimentalnu P 2 (t, n) distribuciju vjerovatnoće će biti χ 2 = 0,974, što ukazuje na visok stepen aproksimacije predloženog modela i modifikovani model komunikacionog kanala prema Purtovu. U predloženoj metodi, tok bitova grešaka komunikacionog kanala dobija se direktno na osnovu blok statistike komunikacionog kanala, a posebno se metoda zasniva na upotrebi statistike neiskrivljenih intervala. U mnogim slučajevima, ovo će pojednostaviti konstrukciju modela kanala. Na primjer, za usporedbu, Markovljev model modificiranog modela komunikacijskog kanala prema Purtovu, koji omogućava generiranje bitova grešaka i osigurava prihvatljivu tačnost, imat će najmanje 7 stanja. Broj nezavisnih parametara takvog modela, shodno tome, nije manji od 49. Štaviše, da bi se dobili parametri Markovljevog modela iz blok statistike, potrebna je velika količina proračuna. Razmatrana metoda, čak i kada se generiše tok grešaka na osnovu samo dva stanja komunikacionog kanala, obezbeđuje visoku tačnost modela, što pojednostavljuje implementaciju metode. Osim toga, u svakom stanju kanala, niz grešaka oblika 0 k 1, koji se sastoji od jednog ili više bit, što povećava brzinu metode. Ostvareni tehnički rezultat predložene metode za modeliranje komunikacionog kanala je pojednostavljenje njegove implementacije i povećanje brzine. Izvori informacija 1. Zeliger N.B. Osnove prenosa podataka. Udžbenik za univerzitete, M., Komunikacija, 1974, str.25. 2. Blokh E.L., Popov O.V., Turin V.Ya. Modeli izvora grešaka u kanalima prijenosa digitalne informacije... M.: 1971, str.64. 3. Samoilov V.M. Generalizirano analitički model kanal sa grupnom distribucijom grešaka. Pitanja radio elektronike, ser. OVR, br. 6, 1990. Metoda za modeliranje komunikacionog kanala, koja se sastoji u određivanju skupa stanja komunikacionog kanala s 0, s 1, ..., s m-1 i izračunavanju uslovnih vjerovatnoća P (e / si) pojave greška u svakom stanju si, gde je i = 0 , ..., m-1 komunikacioni kanal, a u skladu sa uslovnom verovatnoćom greške za trenutno stanje komunikacionog kanala, dobijaju se greške u komunikacijskom kanalu, koje karakteriše Određuje se vjerovatnoća pojave intervala bez greške p (0 i) dužine i bitova, prema kojem se na osnovu vjerovatnoća p (0 i) prema rekurentnim pravilima, uslovne vjerovatnoće p (0 i 1/ 11), izračunavaju se p (0 i 1/01) intervala bez grešaka dužine i bitova u svakom trenutnom trenutku vremena i koji prethodi ovom trenutku, pod uslovom da se za generisanje grešaka koriste dva stanja komunikacionog kanala, koji odgovara kombinaciji grešaka 11 ili 01, generisati slučajni broj p ravnomerno raspoređen u intervalu od 0 do 1, zbir uslovnih verovatnoća p (0 i 1/11), p (0 i 1/01) počevši od i = 0, a kao rezultat dobijamo Emituje se sekvenca 0 k 1, koja čini tok bitova grešaka komunikacionog kanala. Slični patenti: Pronalazak se odnosi na sisteme za kodiranje i dekodiranje. ... Pronalazak se odnosi na računarska tehnologija i tehnika prijema prenosa poruka i može se koristiti za povećanje pouzdanosti prijema konzistentne informacije Svrha pronalaska je da poboljša pouzdanost prijema sekvencijalnih informacija. Pronalazak se odnosi na oblast kodiranja diskretnih informacija i može se koristiti za prenos informacija. Tehnički rezultat je povećanje pouzdanosti prijenosa informacija. Metoda se zasniva na pretvaranju kodiranih informacija u fazne odnose dva segmenta rekurentnih sekvenci na strani prijenosa i inverzne transformacije na strani koja prima. 6 ill. Pronalazak se odnosi na oblast sigurnost informacija... Tehnički rezultat - visoki nivo kriptografska zaštita pregovaračkih procesa od njihovog presretanja upotrebom algoritama kriptografskog kodiranja. Metoda šifriranja / dešifriranja analogni signali, koji se sastoji od toka regiona sa n-setom digitalizovanih podataka ciklusa kvantizacije prema Kotelnikovu je da se tokom enkripcije formira okvir za šifrovanje iz oblasti dolaznog toka podataka sa dimenzijom n ciklusa kvantizacije, zatim iz ovih n-kvantizacijskih ciklusa pomoću računskih operacija dovoljan broj kodiranih ciklusa kvantizacije koji imaju karakteristične karakteristike od ostalih ciklusa kvantizacije okvira šifriranja, tada su okviri šifriranja podložni relativnoj permutaciji njihovog reda u skladu sa šifriranjem ključ, koji je niz skupa kontrolnih kodnih riječi ovaj algoritam kriptografsko kodiranje i in korak po korak digitalno-analogna konverzija u obliku kontinuiranog toka neodvojivo slijedećih enkripcijskih okvira izlazi na komunikacijski kanal kao šum sličan izlazni analogni signal. Na hraniteljske stranke Proces dešifriranja komunikacijskog kanala dešifriranja dolaznog toka podataka počinje načinom korak-po-korak operacija ciklusa kvantizacije za traženje i izdvajanje okvira šifriranja iz dolaznog toka podataka, koristeći distribuciju kodiranih ciklusa kvantizacije koji imaju svoje vlastite karakteristične karakteristike koje odgovaraju ključu za šifriranje. U ovim korak-po-korak operacijama traženja i određivanja okvira šifriranja primjenjuje se proces izračunavanja korelacijske funkcije koincidencije skupova kodnih riječi ključeva odašiljačke i prijemne strane, dok je niz skupa kodne riječi ključa za dešifriranje je algoritam za kriptografsko dekodiranje dolaznih šifriranih podataka. Nakon određivanja okvira šifriranja iz dolaznog toka podataka i uparivanja skupa ključnih kodnih riječi, obnovljeni dešifrirani izlazni analogni signali se generiraju pomoću digitalno-analogne konverzije glasovna komunikacija... Za zaštitu kodova ključeva za enkripciju od mogućeg čitanja i "hakovanja" na ulazu odašiljačkog kanala, predviđen je poseban program za digitalno barražno filtriranje dolaznog toka podataka, kao i mogućnost korištenja veliki broj opcije ključa za šifriranje. 2 n.p. f-ly. Pronalazak se odnosi na oblast radio komunikacija. Tehnički rezultat je povećanje brzine prijenosa podataka procjenom vjerovatnoće greške po bitu kada se kodira korištenjem linearnog bloka koda za ispravljanje grešaka. Metoda za procjenu vjerovatnoće greške po bitu, u kojoj izvor poruke generiše niz bitova i prenosi ga na ulaz kodera, u kojem se sekvenca kodira korištenjem linearnog blok koda kako bi se dobila kodna riječ dužine n bitova, a sa izlaza se kodna riječ prenosi na ulaz modulatora u kojem se moduliraju i dobijaju informacioni signal, prenosi signal u komunikacijski kanal, a sa izlaza komunikacijskog kanala prenosi signal na ulaz demodulatora, u kojem se dobija primljena kodna riječ, koja može sadržavati greške zbog prisustva izobličenja u komunikacijskom kanalu, prenijeti kodnu riječ na ulaz dekodera, u kojem se kombinacija dekodira i dobiti informativna riječ, kao i broj q otkrivenih grešaka i sa prvog izlaza dekodera prenosi informaciju riječ na ulaz prijemnika poruke, a sa drugog izlaza dekodera prenosi broj q jednak broju grešaka koje je detektirao dekoder u primljenom kodna riječ, na ulaz bloka za provjeru. 1 ill. Pronalazak se odnosi na oblast komunikacione tehnologije i može se koristiti za simulaciju diskretnog komunikacionog kanala sa nezavisnim i grupnim greškama. V opšti slučaj kanali su klasifikovani prema prirodi ulaznih i izlaznih signala. Kanal se naziva kontinuiranim (po nivoima signala) ako je skup ulaznih i izlaznih signala nebrojiv. Ako je skup signala sa diskretnim vremenom na ulazu i izlazu konačan (u nivoima), kanal se naziva diskretnim. Kanal se naziva polu-kontinuiranim ako je diskretan na ulazu i kontinuiran na izlazu. Radio kanali koji sadrže radio vezu - otvoreni prostor, su u principu kontinuirani kanali. Pravi radio kanali su veoma raznoliki u pogledu svojih svojstava i karakteristika. Da bi se pojednostavio zadatak određivanja statističkih karakteristika signala koji se posmatraju na izlazima kanala, u mnogim slučajevima preporučljivo je koristiti tipični modeli pravi kanali koji pokazuju njihova najbitnija svojstva. Za postavljanje matematičkog modela dovoljno je naznačiti ograničenja koja se nameću na skup mogućih ulaznih signala i, što je posebno važno, vjerovatnoće karakteristike izlaznih oscilacija. Prvo razmotrimo najtipičnije i najčešće korištene modele kontinuiranog kanala. Ovi modeli su od interesa za prijenos signala i iz kontinuiranih i iz diskretnih izvora. U nastavku ćemo pretpostaviti da svi modeli predstavljaju kanale sa aditivnim Gausovim šumom n (t)
ima nulto matematičko očekivanje i datu korelaciju. Najtipičniji model je sa bijelim šumom, koji aproksimira šum termalne fluktuacije, koji je neizbježno prisutan u svim stvarnim kanalima. Kanal sa tačno poznatim signalom. Izlazni signal kanala je Pretpostavlja se da je talasni oblik s (t)
, faktor intenziteta A
i kašnjenje su poznati (posebno, što odgovara promjeni vremenske reference na izlazu kanala). Ovdje je distribucija signala x Gausova. Ovaj model je primenljiv za radare u idealizovanim uslovima kada su domet, brzina i RCS objekta konstantni. Može se koristiti i za aproksimaciju satelitskih radiotelegrafskih kanala, kao i za radio kanale sa sporo promjenjivim parametrima, za koje su vrijednosti A
i može se predvideti sa razumnom tačnošću. Kanal sa nasumičnom fazom signala. Za razliku od prethodnog, kašnjenje je slučajna varijabla... Za uskopojasne signale s (t)
sa središnjom frekvencijom spektra, izraz za izlazni signal je predstavljen kao gdje su i Hilbertove konjugirane funkcije; - nasumična početna faza. Obično se pretpostavlja da je faza ravnomjerno raspoređena u intervalu. Ovaj model se može koristiti za iste kanale kao i prethodni ako početna faza signala na izlazu kanala fluktuira iz ovog ili onog razloga (nestabilnost frekvencije oscilatora, fluktuacije u dužini puta širenja signala). U radio komunikacijskim kanalima sa slučajnom fazom, amplituda je često također nasumična. A
... Sa Rayleighovim promjenama amplitude i ravnovjerovatne faze, kvadraturne komponente su Gaussove slučajne varijable. Sa tačno poznatim signalom s (t)
Kanal koji se razmatra može se nazvati Gausovim kanalom sa kvazideterminističkim signalom, tj. signalom poznatog oblika, čiji je konačan broj parametara nasumičan. Radiotelegrafski kanal sa međusimbolskim smetnjama. Intersimbolna interferencija radiotelegrafskih signala posljedica je raspršivanja signala tokom vremena. Ona se manifestuje u činjenici da je korisni signal na izlazu kanala opisan opštim izrazom oblika je rezultat superpozicije odgovora kanala na djelovanje signala istog oblika koji pristižu u kanal s različitim vremenskim kašnjenjima. Intersimbolske smetnje su prvenstveno posljedica nelinearnosti faznog odziva kanala za prijenos. U radio kanalima različitih talasnih dužina, uzrok međusimbolske interferencije često je višestazno širenje radio talasa. Kanal sa kvazideterminističkim signalom i vanjskim ometajućim utjecajima. U kanalu, na pozadini bijelog Gaussovog šuma, javlja se signal poznatog oblika sa slučajnim parametrima i skupom ometajućih signala Ovaj model je primenljiv za radio kanale koji emituju signale iz diskretnih izvora poruka u uslovima jakog preopterećenja kanala stranim signalima iste strukture, kao iu uslovima stvaranja aktivnih namernih smetnji. Gausov kanal sa slučajnim signalom... Signal na izlazu kanala je predstavljen kao gdje su i šum i signal nasumični procesi. Često se pretpostavlja da je signal S
i zbog toga X
distribuiran prema Gaussovom zakonu. U nekim slučajevima, Gausov model na zadovoljavajući način opisuje kanale za prijenos poruka iz kontinuiranih izvora koristeći amplitudnu modulaciju. Kanal sa strukturno determinističkim signalom i vanjskim ometajućim utjecajima... Pod strukturno determinističkim signalom se podrazumijeva radio signal čije su karakteristike nosioca i vrsta modulacije poznate, dok modulirajući signal A (t)
je kontinuirani slučajni proces sa poznatim statističkim karakteristikama. U opštem slučaju, signal na izlazu kanala može se predstaviti kao Razmatrani model razlikuje se od modela kanala sa kvazideterminističkim signalima samo po prirodi skupa slučajnih parametara kodiranih u radio signalima poznate strukture i oblika. Modeli diskretnog kanala u teorijskom proučavanju radio sistema su od značajnog interesa, jer je otpornost sistema na buku pod uticajem intenzivnih smetnji u velikoj meri određena metodama kodiranja i dekodiranja moduliranih i demoduliranih signala. Prilikom rješavanja ovih problema preporučljivo je koristiti jednostavne modele diskretnih kanala pri čijoj konstrukciji se svojstva kontinuiranog kanala ne uzimaju direktno u obzir. U diskretnom kanalu, ulazi i izlazi su nizovi impulsa koji predstavljaju tok kodnih simbola. Dakle, u modelu diskretnog kanala, zajedno sa ograničenjima na parametre skupa mogući signali na ulazu je dovoljno naznačiti distribuciju uslovnih vjerovatnoća izlaznog signala za dati ulazni signal. Za određivanje skupa ulaznih signala dovoljno je naznačiti broj m
različiti znakovi, broj n
impulsi u nizu i, ako je potrebno, trajanje T in
i T out
svaki impuls na ulazu i izlazu kanala. Po pravilu, ova trajanja su ista, tako da trajanja bilo koje n
- sekvence na ulazu i izlazu. Zbog efekta šuma u kanalu, nizovi impulsa na ulazu i izlazu kanala mogu biti različiti. Općenito, za bilo koje n
potrebno je naznačiti vjerovatnoću da se pri prenošenju neke sekvence V
izlaz će biti specifična implementacija slučajnog niza V
. Pogledano ovdje n
-sekvencije mogu biti predstavljene vektorima u m n
-dimenzionalni euklidski prostor, u kojem se operacije "sabiranja" i "oduzimanja" shvataju kao pobitno zbrajanje po modulu m
i množenje cijelim brojem definirano je slično. U ovom prostoru, preporučljivo je uvesti u obzir „vektor greške“ E
, što treba shvatiti kao bitnu razliku između ulaznog (prenesenog) i izlaznog (primljenog) vektora, ili na drugi način, predstavlja primljeni vektor kao zbir prenesenog i vektora greške:, gdje je nasumični vektor greške E
igra ulogu smetnje u određenom smislu n (t)
u modelu kontinuiranog kanala. Razni modeli diskretni kanal se razlikuju u distribuciji vjerovatnoće vektora greške. U opštem slučaju, distribucija verovatnoće E može zavisiti od implementacije vektora. Vektor greške dobija posebno jasnu interpretaciju u slučaju binarnog kanala, kada m
= 2. Izgled simbola 1
bilo gdje u vektoru greške označava prisustvo greške u odgovarajućem bitu prenesenog n
-sekvencije. Broj znakova koji nisu nula u vektoru greške naziva se težina vektora greške. Najjednostavniji model diskretnog kanala je simetrični kanal bez memorije. Ovo je kanal u kojem se svaki prenosi kodni znak može se pogriješiti sa fiksnom vjerovatnoćom R
i tačno sa vjerovatnoćom q = 1 - str
, a u slučaju greške, umjesto prenesenog simbola, sa jednakom vjerovatnoćom može se primiti bilo koji drugi simbol, tj. >
(2.13) Izraz "nedostaje memorije" znači da vjerovatnoća pojave greške u bilo kojem bitu n-niza ne ovisi o tome koji su znakovi preneseni prije ovog bita i kako su primljeni. Vjerovatnoća bilo kakvog n
- vektor greške dimenzionalne težine l
na ovom kanalu je Vjerovatnoća onoga što se dogodilo l
sve greške locirane nasumično duž n
-sekvencije, određene Bernulijevim zakonom (2.14) gdje Model simetričnog kanala bez memorije (binomski kanal) je dobra aproksimacija kanala sa aditivnim bijelim šumom sa množiteljem konstantnog intenziteta signala. Rice. 1, a prikazuje graf koji prikazuje vjerovatnoće prijelaza u binarnom simetričnom kanalu bez memorije. U single-end kanalu bez memorije greške se također javljaju nezavisno jedna od druge, međutim, vjerovatnoće prijelaza simbola 1 u 0 i natrag kada signal prođe u kanalu su različite. Odgovarajući grafikon vjerovatnoća tranzicije u ovom kanalu prikazan je na Sl. 1, b. Da bi se dao matematički opis kanala, potrebno je i dovoljno naznačiti skup signala koji se mogu dovesti na njegov ulaz, a za bilo koji dozvoljeni ulazni signal navesti slučajni proces (signal) na izlazu kanala. Zadatak procesa se shvata u smislu kako je definisan u § 2.1, i svodi se na specificiranje distribucije vjerovatnoće u ovom ili onom obliku. Tačan matematički opis bilo kojeg stvarnog kanala obično je prilično težak. Umjesto toga, oni koriste pojednostavljene matematičke modele koji omogućavaju identifikaciju svih najvažnijih pravilnosti stvarnog kanala, ako se prilikom izgradnje modela uzmu u obzir najznačajnije karakteristike kanala i manji detalji koji imaju malo utjecaja na tok kanala. komunikacija se odbacuje. Razmotrimo najjednostavnije i najčešće korištene matematičke modele kanala, počevši od kontinuiranih kanala, budući da oni u velikoj mjeri predodređuju prirodu diskretnih kanala. Idealan kanal sa šumom je linearni krug sa konstantnom funkcijom prijenosa, obično koncentriran u ograničenom frekvencijskom opsegu. Prihvatljiv je svaki ulazni signal sa spektrom unutar određenog frekventnog opsega i sa ograničenom prosječnom snagom (ili vršnom snagom Ppik). Ova ograničenja su tipična za sve kontinuirane kanale iu budućnosti se o njima neće govoriti. Imajte na umu da ako snaga signala nije ograničena, već se smatra konačnom, tada skup dopuštenih signala formira vektorski prostor, bilo konačno dimenzionalan (sa određenim ograničenjima na trajanje i širinu spektra) ili beskonačno dimenzionalan (sa slabijim ograničenja). U idealnom kanalu, izlazni signal za dati ulazni signal ispada deterministički. Ovaj model se ponekad koristi za opisivanje kablovskim kanalima... Međutim, strogo govoreći, nije pogodan za stvarne kanale, koji neizbježno sadrže, iako vrlo slabe, aditivne smetnje. Kanal sa aditivnim Gausovim šumom, u kojem se nalazi izlazni signal gdje je ulazni signal; trajno; Gausov aditivni šum sa nultim matematičkim očekivanjem i datom korelacione funkcije... Najčešće se smatra bijelim šumom ili kvazibijelim (sa ujednačenom spektralnom gustinom u opsegu spektra signala Obično se kašnjenje ne uzima u obzir, što odgovara promjeni vremenske reference na izlazu kanala. Određena komplikacija ovog modela se postiže ako se koeficijent prijenosa i kašnjenje smatraju poznatim funkcijama vremena: Ovaj model na zadovoljavajući način opisuje mnoge žičani kanali, radio kanale za komunikaciju unutar vidnog polja, i također radio kanale sa sporim totalnim fadingom, na kojima su vrijednosti od Kanal s nedefiniranom fazom signala se razlikuje od prethodne teme da je kašnjenje u njemu slučajna varijabla. Za uskopojasne signale, uzimajući u obzir (2.69) i (3.2), izraz (3.29) konstantno i nasumično može se predstaviti u obliku gdje je Hilbertova transformacija slučajne početne faze. Pretpostavlja se da je distribucija vjerovatnoće specificirana, najčešće se postavlja ujednačeno u intervalu od 0 do Ovaj model na zadovoljavajući način opisuje iste kanale kao i prethodni, ako faza signala u njima fluktuira. Ova fluktuacija je uzrokovana malim promjenama u dužini kanala, svojstvima sredine u kojoj signal prolazi, kao i faznom nestabilnošću referentnih oscilatora. Gausov kanal sa jednim snopom sa općim fadingom (fluktuacije u amplitudama i fazama signala) također se opisuje formulom (3.30), ali faktor K se, kao i faza, uzima u obzir slučajni procesi... Drugim riječima, kvadraturne komponente Kada se kvadraturne komponente mijenjaju u vremenu, primljena oscilacija Kao što je navedeno na str. 94, jednodimenzionalna raspodjela koeficijenta prijenosa može biti Rayleigh (3.25) ili generalizirana Rayleighova (3.26). Takvi kanali se nazivaju, respektivno, kanali sa Rayleighovim ili generaliziranim Rayleighovim fadingom. U opštijem slučaju, ima distribuciju od četiri parametra. Ovaj model se zove generalizovani Gausov. Model jednoputnog fading kanala prilično dobro opisuje mnoge radio komunikacione kanale u različitim talasnim opsezima, kao i neke druge kanale. Linearni kanal sa slučajnom prijenosnom funkcijom i Gaussovim šumom je daljnja generalizacija. U ovom kanalu, izlazna oscilacija se izražava u terminima ulaznog signala i slučajnog impulsnog odziva kanala Ovaj model je prilično univerzalan i za žičane i za radio komunikacije i opisuje kanale s vremenskim raspršenim frekvencijama. Vremensko rasipanje kanala se često može pripisati diskretnom karakteru (model višestrukih kanala) i umjesto (3.33) može se koristiti reprezentacija gdje je broj zraka u kanalu; kvadraturne komponente funkcije prijenosa kanala za snop koje su unutar spektra uskopojasni signal praktično ne zavise od co. Kanal sa vremenskim i frekventnim rasipanjem je u potpunosti specificiran ako se, pored funkcija korelacije šuma, specificira i statistika slučajnog impulsnog odziva kanala (ili prijenosne funkcije ili statistike kvadraturnih komponenti za sve snopove) signala. Kanali sa kompleksnom aditivnom bukom (fluktuacija, lumping, impuls) su opisani bilo kojim od prethodnih modela uz dodatak dodatnih komponenti aditivnog šuma. Njihova Puni opis zahtijeva postavljanje vjerojatnosnih karakteristika svih komponenti aditivnog šuma, kao i parametara kanala. Ovi modeli najpotpunije odražavaju stvarne komunikacijske kanale, međutim, rijetko se koriste u analizi zbog svoje složenosti. Prelazeći na modele diskretnih kanala, korisno je podsjetiti se da uvijek sadrži kontinuirani kanal kao i modem. Potonji se može smatrati uređajem koji konvertuje kontinuirani kanal u diskretni. Stoga je u principu moguće izvesti matematički model diskretnog kanala iz modela kontinuiranog kanala i modema. Ovaj pristup je često plodonosan, ali vodi do prilično složenih modela. Razmotrimo jednostavne modele diskretnog kanala pri čijoj konstrukciji nisu uzeta u obzir svojstva kontinuiranog kanala i modema. Međutim, treba imati na umu da je prilikom projektovanja komunikacionog sistema moguće varirati u prilično širokom opsegu model diskretnog kanala za dati model kontinuiranog kanala promenom modema. Model diskretnog kanala sadrži postavljanje skupa mogućih signala na svom ulazu i distribuciju uslovnih vjerovatnoća izlaznog signala za dati ulaz. Ovdje su ulazni i izlazni signali nizovi kodnih simbola. Stoga je za određivanje mogućih ulaznih signala dovoljno naznačiti broj različitih simbola (kodna baza), kao i trajanje prijenosa svakog simbola. Pretpostavićemo da je značenje za sve simbole isto, što se radi u većini modernih kanala. Vrijednost određuje broj znakova koji se prenose po jedinici vremena. Kao što je navedeno u § 1.5, ovo se zove tehnička brzina i mjeri se u baudu. Svaki simbol koji stigne na ulaz kanala uzrokuje pojavu jednog simbola na izlazu, tako da je tehnička brzina na ulazu i izlazu kanala ista. U opštem slučaju, za bilo koji, verovatnoća da kada se bilo koji niz kodnih simbola unese na ulaz kanala, neka implementacija slučajnog niza će se pojaviti na izlazu. U ovom slučaju, sve -sekvence (vektori), čiji je broj jednak, formiraju -dimenzionalni konačni vektorski prostor, ako se "sabiranje" shvati kao sumiranje po bitovima po modulu i slično definira množenje skalarom (cijeli broj). Za poseban slučaj, takav prostor je razmatran u § 2.6. Hajde da uvedemo još jednu korisnu definiciju. Razliku u bitovima (naravno, u apsolutnoj vrijednosti između primljenog i odaslanog vektora) ćemo nazvati vektorom greške, što znači da se prolazak diskretnog signala kroz kanal može smatrati sabiranjem ulaznog vektora sa greškom. Vektor greške igra u diskretnom kanalu približno istu ulogu kao i šum v kontinuirani kanal... Dakle, za bilo koji model, diskretni kanal se može napisati korištenjem sabiranja u vektorskom prostoru (pobitno, po modulu gdje su nasumični nizovi simbola na ulazu i izlazu kanala; slučajni vektor greške, koji generalno zavisi od Različiti modeli se razlikuju u vektorskoj distribuciji verovatnoće Značenje vektora greške je posebno jednostavno u slučaju binarnih kanala, kada njegove komponente poprimaju vrednosti 0 i 1. Bilo koja jedinica u grešci vektor znači da je simbol primljen na odgovarajućem mjestu prenesene sekvence pogrešan, a svaka nula znači prijem karaktera bez greške. Broj znakova koji nisu nula u vektoru greške naziva se njegova težina. Pojednostavljeno rečeno, modem, koji vrši prijelaz sa kontinuiranog kanala na diskretni, pretvara smetnje i izobličenja kontinuiranog kanala u tok grešaka. Hajde da navedemo najvažnije i prilično jednostavne modele diskretnih kanala. Simetrični kanal bez memorije definira se kao diskretni kanal u kojem svaki odaslani kodni simbol može biti primljen pogrešno s fiksnom vjerovatnoćom i ispravno s vjerovatnoćom, a u slučaju greške, bilo koji drugi simbol može biti primljen s jednakom vjerovatnoćom umjesto preneseni simbol. Dakle, vjerovatnoća da je simbol primljen ako je poslan jednaka je Izraz "bez memorije" znači da vjerovatnoća dobijanja simbola greškom ne zavisi od historije, odnosno od toga koji su simboli prije njega prenošeni i kako su primljeni. U nastavku, radi skraćivanja, umjesto “vjerovatnoća pogrešnog prijema simbola” reći ćemo “vjerovatnoća greške”. Očigledno, vjerovatnoća bilo kojeg vektora -dimenzionalne greške u takvom kanalu je gdje je I broj znakova koji nisu nula u vektoru greške (težina vektora greške). Vjerovatnoća da je došlo do bilo kakve greške, proizvoljno locirane u nizu dužine, određena je Bernoullijevom formulom gdje je binomni koeficijent jednak broju različitih kombinacija I grešaka u bloku dužine Ovaj model se naziva i binomski kanal. Zadovoljavajuće opisuje kanal koji se pojavljuje uz određeni izbor modema, ako u kontinuiranom kanalu nema fadinga, a aditivni šum je bijel (ili barem kvazi-bijeli). Vjerojatnosti prijelaza u binarnom simetričnom kanalu su šematski prikazane u obliku grafa na Sl. 3.3. Rice. 3.3. Vjerojatnosti prijelaza u binarnom simetričnom kanalu Rice. 3.4. Vjerojatnosti prijelaza u binarnom simetričnom kanalu brisanja Rice. 3.5. Vjerojatnosti prijelaza u binarnom asimetričnom kanalu Simetrični kanal bez memorije sa brisanjem razlikuje se od prethodnog po tome što abeceda na izlazu kanala sadrži dodatni simbol označen znakom Ovaj simbol se pojavljuje kada 1. kolo odluke (demodulator) ne može pouzdano identificirati preneseni simbol. Vjerovatnoća takvog odbijanja donošenja odluke ili brisanja karaktera u ovom modelu je konstantna i ne ovisi o prenošenom simbol. Uvođenjem brisanja moguće je značajno smanjiti vjerovatnoću greške, ponekad se čak smatra jednak nuli... Na sl. 3.4 shematski prikazuje vjerovatnoće prijelaza u takvom modelu. Asimetrični kanal bez memorije karakteriše, kao i prethodni modeli, činjenicom da se greške javljaju u njemu nezavisno jedna od druge, ali verovatnoća greške zavisi od toga koji simbol se prenosi. Dakle, u binarnom asimetričnom kanalu, vjerovatnoća prijema znaka "1" prilikom prenosa znaka "0" nije jednaka vjerovatnoći prijema "0" kada se prenosi "1" (slika 3.5). U ovom modelu, vjerovatnoća vektora greške zavisi od toga koji niz simbola se prenosi. Markov kanal je najjednostavniji model diskretni kanal sa memorijom. U njemu se formira vjerovatnoća greške jednostavan lanac Markov, odnosno zavisi da li je prethodni simbol primljen ispravno ili pogrešno, ali ne zavisi od toga koji simbol se prenosi. Takav kanal, na primjer, nastaje ako je rođak fazna modulacija(vidi dole, § 4.5). Kanal sa dodatkom diskretni šum je generalizacija simetričnih modela kanala. U takvom modelu, vjerovatnoća vektora greške ne zavisi od prenijete sekvence. Pretpostavlja se da je vjerovatnoća svakog vektora greške data i, općenito govoreći, nije određena njegovom težinom. U mnogim kanalima, od dva vektora sa istom težinom, vjerovatnije je da se oni nalaze blizu jedan drugom, odnosno postoji tendencija grupisanja grešaka. Poseban slučaj takvog kanala je kanal sa promjenjivim parametrom (VPC). U ovom modelu, vjerovatnoća greške za svaki simbol je funkcija nekog parametra koji predstavlja slučajni niz, diskretni ili kontinuirani, sa poznatim distribucijama vjerovatnoće, posebno s poznatom korelacijskom funkcijom. Parametar može biti skalarni ili vektorski. Možemo reći da to određuje stanje kanala. Ovaj model ima mnogo varijacija. Jedan od njih je Hilbertov model, u kojem uzima samo dvije vrijednosti - i vjerovatnoća greške pri je jednaka nuli, a at je jednaka 0,5. Date su vjerovatnoće prijelaza iz stanja i obrnuto. U takvom kanalu sve greške se javljaju na i stoga su vrlo usko grupisane. Postoje i složeniji modeli mjenjača, na primjer, model Popov-Turin. Oni se uče na specijalnim kursevima. Memorija u kontrolnoj tački određena je intervalom korelacije parametra Kanal sa neaditivnim šumom i memorijom. ISI kanal. Verovatnoća greške u njemu zavisi od prenesenih znakova, kao u modelu jednostranog kanala bez memorije, ali ne iz tog (ili ne samo iz tog) simbola za koji se utvrđuje vjerovatnoća greške, već iz simbola koji su mu prenijeti. Diskretni kanal se naziva skup sredstava namijenjenih za prijenos diskretni signali... Takvi kanali se široko koriste, na primjer, u prijenosu podataka, telegrafiji i radaru. Diskretne poruke, koje se sastoje od niza znakova abecede izvora poruka (primarni alfabet), pretvaraju se u koderu u niz znakova. Volume m abeceda znakova (sekundarna abeceda), po pravilu, manjeg obima l abeceda znakova, ali oni mogu biti isti. Materijalno oličenje simbola je elementarni signal dobijen u procesu manipulacije - diskretna promjena određenog parametra nosioca informacije. Elementarni signali se generišu uzimajući u obzir fizička ograničenja koja nameće određena komunikaciona linija. Kao rezultat manipulacije, svaki niz znakova je povezan sa složen signal... Puno složenih signala, naravno. Razlikuju se po broju, sastavu i međusobnog dogovora elementarnih signala. Termini "čip" i "simbol", kao i "složeni signal" i "sekvenca simbola" će se u daljem tekstu koristiti kao sinonimi. Informacijski model kanala sa šumom specificiran je skupom simbola na njegovom ulazu i izlazu i opisom vjerovatnostnih svojstava prijenosa pojedinačni likovi... Općenito, kanal može imati mnogo stanja i prelaziti iz jednog stanja u drugo kako tokom vremena tako i ovisno o slijedu prenesenih simbola. U svakom stanju, kanal karakteriše matrica uslovnih vjerovatnoća? () Da li će se preneseni simbol u i na izlazu percipirati kao simbol? j. Vrijednosti vjerovatnoće u realnim kanalima zavise od mnogo različitih faktora: osobina signala koji su fizički nosioci simbola (energija, vrsta modulacije, itd.), prirode i intenziteta smetnji koje utiču na kanal, načina određivanja signal na prijemnoj strani. Ako postoji zavisnost vjerovatnoće prijelaza kanala o vremenu, što je tipično za gotovo sve stvarne kanale, to se naziva nestacionarnim komunikacionim kanalom. Ako je ova zavisnost neznatna, koristi se model u obliku stacionarnog kanala čije vjerovatnoće prijelaza ne zavise od vremena. Nestacionarni kanal može biti predstavljen nizom stacionarnih kanala koji odgovaraju različitim vremenskim intervalima. Kanal je nazvan sa " memorija»(Sa naknadnim efektom), ako vjerovatnoće prijelaza u datom stanju kanala zavise od toga prethodna stanja... Ako su vjerovatnoće tranzicije konstantne, tj. kanal ima samo jedno stanje, zove se stacionarni kanal bez memorije... K-arni kanal je komunikacioni kanal u kojem je broj različitih simbola na ulazu i izlazu isti i jednak k. Stacionarni diskretni binarni kanal bez memorije je jedinstveno određen sa četiri uslovne vjerovatnoće: p (0/0), p (1/0), p (0/1), p (1/1). Uobičajeno je da se takav model kanala prikaže u obliku grafikona prikazanog na Sl. 4.2, gdje su p (0/0) i p (1/1) vjerovatnoće neiskrivljenog prijenosa simbola, a p (0/1) i p (1/0) su vjerovatnoće izobličenja (transformacije) simbola 0 i 1, respektivno. Ako se vjerovatnoće izobličenja simbola mogu uzeti jednake, tj. onda se takav kanal naziva binarni simetrični kanal
[za p (0/1) p (1/0), kanal se poziva asimetrično]. Simboli na njegovom izlazu su ispravno primljeni s vjerovatnoćom? i pogrešno - sa vjerovatnoćom 1-p = q. Matematički model pojednostavljeno. Upravo je ovaj kanal najintenzivnije proučavan ne toliko zbog njegovog praktičnog značaja (mnoge stvarne kanale on opisuje vrlo približno), koliko zbog jednostavnosti matematičkog opisa. Najvažniji rezultati dobijeni za binarni simetrični kanal prošireni su na šire klase kanala. Treba istaći još jedan model kanala, koji u posljednje vrijeme postaje sve važniji. Ovo je diskretni kanal za brisanje. Za njega je karakteristično da se abeceda izlaznih simbola razlikuje od abecede ulaznih simbola. Na ulazu su, kao i ranije, simboli 0 i 1, a na izlazu kanala su fiksna stanja u kojima se signal sa jednakom bazom može odnositi na jedan ili na nulu. Umjesto takvog znaka ne stavlja se ni nula ni jedan: stanje je označeno dodatnim znakom za brisanje S. Tokom dekodiranja, mnogo je lakše ispraviti takve simbole nego pogrešno identificirane. Na sl. 4 3 prikazuje modele kanala za brisanje u odsustvu (sl. 4.3, a) iu prisustvu (sl. 4.3, 6) transformacije simbola.
Slični dokumenti
Nosioci patenta RU 2254675:
Modeli kontinuiranog kanala
tako da je izlazni signal predstavljen kaoModeli diskretnih kanala
- binomni koeficijent (broj razne kombinacije l
greške u n
-sekvencije).
