Ministarstvo obrazovanja i znanosti Republike Kazahstan
Neprofitno dioničko društvo
"Sveučilište za energetiku i komunikacije Almaty"
Zavod za infokomunikacijske tehnologije
PREDMETNI RAD
u disciplini "Digitalne komunikacijske tehnologije"
Izvedena:
Alieva D.A.
Uvod
2. Sustav s ROS-om i kontinuiranim prijenosom informacija (ROS - np) i blokiranjem
3. Određivanje n, k, r, s najvećom propusnošću R
4. Konstrukcija sklopova kodera i dekodera za odabrani polinom g (x).
8. Proračuni pokazatelja pouzdanosti glavnog i obilaznog kanala
9. Odabir autoceste na karti
Zaključak
Bibliografija
Uvod
kodni ciklički kanalni uređaj
V novije vrijeme digitalni sustavi prijenosa podataka postaju sve rašireniji. Zbog ovoga Posebna pažnja posvećena je proučavanju principa prijenosa diskretnih poruka. Razmatranje principa i metoda prijenosa digitalni signali posvećena disciplini "Digitalne komunikacijske tehnologije", koja se temelji na prethodno proučavanim disciplinama: "Teorija električna komunikacija"," Teorija električni krugovi"," Osnove konstrukcije i CAD telekomunikacijskih sustava i mreža "," Digitalni uređaji te osnove računalne tehnologije“ itd. Kao rezultat izučavanja ove discipline potrebno je poznavati principe građenja sustava za prijenos i obradu digitalnih signala, hardvera i softverske metode povećati otpornost na buku i brzinu prijenosa digitalni sustavi komunikacija, metode povećanja učinkovite upotrebe komunikacijskih kanala. Također je potrebno znati napraviti izračune glavnih funkcionalnih jedinica, analizirati utjecaj vanjski faktori o operativnosti komunikacijskih objekata; imati vještine u korištenju sredstava računalna tehnologija za izračune i projektiranje softverskih i hardverskih komunikacija.
Završetak kolegija doprinosi stjecanju vještina rješavanja problema i temeljitijem provjeravanju dijelova kolegija "Digitalne komunikacijske tehnologije".
Svrha ovog rada je dizajnirati put prijenosa podataka između izvora i primatelja informacija korištenjem cikličkog koda i odlučujućeg Povratne informacije, kontinuirani prijenos i blokiranje prijemnika. U nastavnom radu potrebno je razmotriti princip rada uređaja za kodiranje i dekodiranje cikličkog koda. Za modeliranje telekomunikacijskih sustava naširoko se koriste softver... Korištenje paketa "System View" u skladu s data opcija moraju se sklopiti krugovi cikličkog kodera i dekodera.
1. Modeli djelomičnog opisa diskretnog kanala
U stvarnim komunikacijskim kanalima greške se javljaju iz više razloga. Na ožičenim kanalima najveći broj pogrešaka uzrokuju kratki prekidi i impulsni šum... U radijskim kanalima šumovi fluktuacije imaju primjetan učinak. U kratkovalnim radio kanalima, glavni broj pogrešaka nastaje kada se razina signala promijeni zbog utjecaja fadinga. U svim stvarnim kanalima pogreške su vremenski vrlo neravnomjerno raspoređene, zbog čega su i tokovi pogrešaka neravnomjerni.
Postoji mnogo matematičkih modela za diskretni kanal. Također osim toga opće sheme i privatni modeli diskretnog kanala, postoji veliki broj pružanje modela djelomični opis kanal. Zadržimo se na jednom od ovih modela - modelu A.P. Purtova.
Formula modela diskretnog kanala s neovisnim pogreškama:
Pogreške su skupne prirode, stoga se uvodi koeficijent
Koristeći ovaj model, može se odrediti ovisnost vjerojatnosti pojave iskrivljene kombinacije o njezinoj duljini n i vjerojatnosti pojave kombinacija duljine n s t grešaka (t Vjerojatnost P (> 1, n) je neopadajuća funkcija od n. Za n = 1 P (> 1, n) = Posh Vjerojatnost pojave izobličenja kodne riječi duljine n: gdje je indikator grupiranja grešaka. Kod 0 imamo slučaj neovisnog pojavljivanja pogrešaka, a kod 1 pojavu grupnih pogrešaka (pri = 1, vjerojatnost izobličenja kodne kombinacije ne ovisi o n, budući da se u svakoj pogrešnoj kombinaciji primaju svi elementi s greškom). Nai veću važnost d (0,5 do 0,7) uočava se na CLS, budući da kratak prekid dovodi do pojave skupina s većom gustoćom pogrešaka. V radiorelejne linije, gdje se uz intervale velike gustoće pogreške uočavaju intervali s rijetkim pogreškama, vrijednost d kreće se od 0,3 do 0,5. U HF radiotelegrafskim kanalima pokazatelj grupiranja pogrešaka je najmanji (0,3-0,4). Raspodjela pogrešaka u kombinacijama različitih duljina: procjenjuje ne samo vjerojatnost pojave iskrivljenih kombinacija (barem jedne pogreške), već i vjerojatnost kombinacija duljine n s t unaprijed određenih pogrešaka P (> t, n). Posljedično, grupiranje pogrešaka dovodi do povećanja broja kodnih kombinacija, na koje utječu pogreške veće višestrukosti. Analizirajući sve navedeno, možemo zaključiti da se kod grupiranja pogrešaka smanjuje broj kodnih kombinacija zadane dužine n. To je također razumljivo iz čisto fizičkih razmatranja. Uz isti broj pogrešaka, batching dovodi do njihove koncentracije na pojedinačne kombinacije (stopa pogreške raste), a broj iskrivljenih kombinacija koda se smanjuje. 2. Sustav s ROS-om i kontinuiranim prijenosom informacija (ROS-np) i blokiranjem. U POC-np sustavima, odašiljač prenosi kontinuirani niz kombinacija bez čekanja na signale potvrde. Prijemnik briše samo one kombinacije u kojima rješavač detektira pogreške i na temelju njih daje signal ponovnog zahtjeva. Ostale kombinacije izdaje PI po primitku. Prilikom implementacije ovakvog sustava nastaju poteškoće zbog konačnog vremena prijenosa i širenja signala. Ako je u nekom trenutku dovršen 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 dovršen. Još neke kodne riječi bit će odaslane do trenutka ( t") do analiziranog signala ponovnog zahtjeva za drugu kombinaciju. Dakle, kontinuiranim prijenosom, tijekom 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 od ili jednako x. Budući da odašiljač ponavlja samo kombinacije za koje je primljen signal ponovnog zahtjeva, tada će se kao rezultat ponavljanja s kašnjenjem od h kombinacija, redoslijed kombinacija u informacijama koje izdaje PI sustav razlikovati od redoslijeda kojim se kombinacije kodova stižu u sustav. No primatelju kodne riječi moraju stići istim redoslijedom kojim su poslane. Stoga, da bi se uspostavio redoslijed kombinacija u prijemniku, mora postojati poseban uređaj i međuspremnik značajnog kapaciteta (barem ih, gdje je i broj ponavljanja), budući da je moguće više ponavljanja. Kako bi se izbjeglo kompliciranje i poskupljenje prijamnika, sustavi s POS-np-om izgrađeni su u osnovi na način da nakon detekcije greške prijemnik briše kombinaciju s greškom i blokira se za h kombinacija (tj. ne prima h sljedećih kombinacija), a odašiljač ponavlja h zadnjih kombinacija (kombinacija s greškom i h - 1 nakon nje). Takvi sustavi s ROS-np nazivaju se sustavi s blokiranjem ROS-npbl. Ovi sustavi vam omogućuju organiziranje kontinuiranog prijenosa kombinacija kodova uz održavanje njihovog reda. Slika 1 - Blok dijagram sustava s ROS-om 3. Određivanje n, k, r, pri najvećoj propusnosti R. Duljina kodne riječi n mora biti odabrana na 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 provjera: Slika 2 - Blok dijagram algoritma sustava s ROS-npbl Ako komunikacijski sustav 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. Očito, što je manji r, što se omjer k/n više približava 1, manje se razlikuju C i B, t.j. što je veća propusnost komunikacijskog sustava. Također je poznato da za cikličke kodove s minimalnom kodnom udaljenosti d 0 = 3 vrijedi sljedeća relacija: Gornja tvrdnja vrijedi za veliki d 0, iako ne postoje točni odnosi za veze između r i n. Označene su samo gornje i donje granice. Iz navedenog možemo zaključiti da je sa stajališta uvođenja stalne redundancije u kodnu riječ, povoljno odabrati duge kodne riječi, jer s povećanjem n raste relativna propusnost, težeći granici jednakoj 1: U stvarnim komunikacijskim kanalima dolazi do smetnji koje dovode do pojave pogrešaka u kombinacijama kodova. Kada dekoder otkrije pogrešku u sustavima s POC-om, ponovno se traži skupina kombinacija kodova. Tijekom ponovnog postavljanja pitanja, korisne informacije se smanjuju. Može se pokazati da u ovom slučaju: gdje je R 00 vjerojatnost detekcije pogreške od strane dekodera (vjerojatnost ponovnog postavljanja pitanja); R PP - vjerojatnost ispravnog prijema (prijema bez pogrešaka) kombinacije kodova; M je kapacitet pohrane odašiljača u broju kombinacija kodova. Pri malim vjerojatnostima pogrešaka u komunikacijskom kanalu (P osh.< 10 -3) вероятность Р 00 также мала, поэтому знаменатель мало отличается от 1 и можно считать: Uz neovisne pogreške u komunikacijskom kanalu, sa: Kapacitet pohrane: Znak< >- znači da pri izračunavanju M treba uzeti veću najbližu cjelobrojnu vrijednost. gdje je L udaljenost između terminalnih stanica, km; v je brzina širenja signala kroz komunikacijski kanal, km/s; B - brzina modulacije, baud. Nakon najjednostavnijih zamjena, konačno imamo Lako je vidjeti da se kod 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. Stoga postoji optimalni n (za dati P osh, B, L, v), pri kojem će relativna propusnost biti maksimalna. Formula (8) postaje još kompliciranija u slučaju ovisnih pogrešaka u komunikacijskom kanalu (kod grešaka u paketu). Izvedimo ovu formulu za Purtovov model pogreške. Kao što je prikazano u, broj pogrešaka t o u kombinaciji duljine n bitova određen je jednadžbom 7.38. Da bismo otkrili toliki broj pogrešaka, nalazimo ciklički kod čija je kodna udaljenost d 0 ne manja. Stoga je prema formuli 7.38 potrebno odrediti vjerojatnost: Kao što je prikazano, uz određenu aproksimaciju, možemo povezati vjerojatnost s vjerojatnošću da dekoder ne otkrije pogrešku Î HO i brojem bitova za provjeru u kombinaciji koda: Zamjenom vrijednosti u (9) zamjenom t o s d 0 -1, imamo: Prilikom računanja na mikrokalkulatorima prikladnije je koristiti decimalne logaritme. Nakon transformacija: Vraćajući se na formule (6) i (8) i zamjenjujući k s n-r, uzimajući u obzir vrijednost r, iz formule (11) dobivamo: Drugi član formule (8), uzimajući u obzir grupiranje pogrešaka omjerom 7,37, imat će oblik: Odredimo optimalnu duljinu kodne riječi n, koja osigurava najveću relativnu propusnost R i broj provjernih bitova r dajući zadanu vjerojatnost neotkrivene pogreške Rochea. Tablica 1 - Ciljana vjerojatnost neotkrivene Rocheove pogreške Tablica 1. pokazuje da je najveća propusnost R = 0,9127649 daje ciklički kod s parametrima n = 511, r = 7, k = 504. Generirajući polinom stupnja r nalazi se iz tablice nesvodljivih polinoma (Dodatak A ovom ME). Za r = 7 biramo polinom g (x) = x 7 + x 4 + x 3 + x 2 +1 4. Konstrukcija sklopova kodera i dekodera za odabrani polinom g (x). a) Izgradimo ciklički koder. Rad kodera na njegovom izlazu karakteriziraju sljedeći načini: 1. Formiranje k elemenata informacijske skupine i istovremeno dijeljenje polinoma koji prikazuje informacijski dio x r m (x) s generirajućim (generirajućim) polinomom g (x) kako bi se dobio ostatak dijeljenja r (x). 2. Formiranje provjere r elemenata očitavanjem istih iz ćelija razdjelnog kruga x r m (x) na izlaz enkodera. Blok dijagram enkodera prikazan je na slici 2. Ciklus kodera za prijenos n = 511 jediničnih elemenata je n taktova. Signali sata formiraju odašiljački razdjelnik, što nije prikazano na dijagramu. Prvi način rada enkodera traje k = 504 takta. Od prvog taktnog impulsa, okidač T zauzima položaj u kojem se na njegovom izravnom izlazu pojavljuje signal "1", a na inverznom signal "0". Signal "1" otvara tipke ( logika I) 1 i 3. Signal "0" ključ 2 je zatvoren. U ovom stanju, okidač i tipke su k + 1 takt ciklusa, t.j. 505 mjera. Za to vrijeme, 504 pojedinačna elementa informacijske grupe k = 504 bit će poslana na izlaz enkodera putem javnog ključa 1. Istovremeno, putem javnog ključa 3, informacijski elementi se unose u uređaj za dijeljenje polinoma x r m (x) s g (x). Dijeljenje se vrši pomoću višeciklusnog filtra s brojem ćelija jednakim broju bitova za provjeru (stupnjevi generirajućeg polinoma). U mom slučaju, broj ćelija je r = 7. Broj zbrajalica u uređaju jednak je broju nenultih članova g (x) minus jedan (napomena na stranici 307). U našem slučaju, broj zbrajalica je četiri. Zbirci se postavljaju iza ćelija koje odgovaraju nenultim članovima g (x). Budući da svi nesvodljivi polinomi imaju pojam x 0 = 1, tada se zbrajalo koji odgovara tom pojmu instalira prije ključa 3 (logički I). Nakon k = 504 takta, ostatak podjele r (x) bit će zapisan u ćelije uređaja za podjelu. Pod utjecajem k + 1 = 505 taktnog impulsa, okidač T mijenja svoje stanje: na inverznom izlazu pojavljuje se signal "1", a na izravnom izlazu "0". Tipke 1 i 3 su zatvorene, a ključ 2 otvoren. Za preostalih r = 7 ciklusa takta, elementi modula (skupina za provjeru) se dovode preko tipke 2 na izlaz enkodera, također počevši od najznačajnijeg bita. Slika 3 - Blok dijagram enkodera b) Konstruirajmo uređaj za dekodiranje cikličkog koda. Rad sklopa dekodera (slika 3) je sljedeći. Primljena kodna kombinacija, koja se prikazuje polinomom P (x), ulazi u registar za dekodiranje i istovremeno u ćelije registra međuspremnika koji sadrži k ćelija. Ćelije međuspremnog registra povezane su preko logičkih sklopova "ne", dopuštajući 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 međuspremnika kroz AND 1 sklop. Ovaj prekidač se otvara s izlaza T okidača prvim taktnim impulsom i zatvara s k + 1 taktnim impulsima (potpuno analogno radu T okidača u krugu enkodera). Dakle, nakon k = 504 takta informacijska grupa stavke će biti upisane u registar međuspremnika. Krugovi koji su NE u načinu punjenja registra su otvoreni, jer se napon sa strane tipke AND 2 ne dovodi na druge ulaze. U isto vrijeme, u registru za dekodiranje, kombinacija koda (polinom P (x) generirajućim polinomom g (x)) se dijeli tijekom svih n = 511 taktova. Shema registra za dekodiranje potpuno je analogna shemi podjele kodera, o kojoj je gore detaljno bilo riječi. Ako se kao rezultat dijeljenja dobije nulti ostatak - sindrom S (x) = 0, tada će sljedeći 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 sata barem jedna ćelija registra za dekodiranje biti upisana "1". Tada će signal pojavit će se na izlazu kruga ILI. Tipka 2 (krug I 2) će raditi, sklopovi NO međuspremnog registra će se zatvoriti, a sljedeći taktni impuls će prenijeti sve ćelije registra u stanje "0". Netočno primljene informacije bit će izbrisane. Istovremeno, signal brisanja se koristi kao naredba za blokiranje prijemnika i ponovno postavljanje upita. 5. Određivanje volumena prenesene informacije W Neka se zahtijeva prijenos informacija u vremenskom intervalu T, koji se naziva brzina prijenosa informacija. Kriterij kvara t otvoren je ukupno trajanje svih kvarova, koje je dopušteno za vrijeme T. Ako vrijeme kvarova u vremenskom intervalu T prijeđe t otvoren, tada će sustav za prijenos podataka biti u stanju kvara. Posljedično, tijekom vremena T lane -t otk moguće je prenijeti C bitova korisna informacija... Odredite W za prethodno izračunati R = 0,9281713, B = 1200 bauda, T traka = 460 s., T otvoren = 60 s. W = R * B * (Tper-totk) = 445522 bita 6. Izgradnja sklopova enkodera i dekodera cikličkog koda u okruženju System View Slika 4 - Enkoder cikličkog koda Slika 5 - Izlazni i ulazni signal enkodera Slika 7 - Ulazni signal dekodera, greška bita i izlazni sindrom 7. Pronalaženje kapaciteta i izrada vremenskog dijagrama Nađimo kapacitet pogona: M =<3+(2 t p /t k)> (13) gdje je t p vrijeme širenja signala kroz komunikacijski kanal, s; t k - trajanje kombinacije koda 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 Vjerojatnost pogreške je poznata (P osh = 0,5 10 -3), ukupna vjerojatnost će biti zbroj sljedećih komponenti p pr - ispravan prijem, p ali - neotkrivanje pogreške, p o - vjerojatnost otkrivanja pogreške od strane dekodera (vjerojatnost ponovnog postavljanja pitanja). Ovisnost vjerojatnosti pojave iskrivljene kombinacije o njezinoj duljini karakterizira se kao omjer broja izobličenja kodnih kombinacija N osh (n) i ukupnog broja odaslanih kombinacija N (n): Vjerojatnost R (? 1, n) je neopadajuća funkcija od n. Za n = 1 P (? 1, n) = p osh, a za n>? vjerojatnost 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 samostalne pogreške u komunikacijskom kanalu, za n p oš<<1: p o? n p osh (18) p oko = 511 0,5 10 -3 = 255,5 10 -3 Zbroj vjerojatnosti 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) ilustrira rad sustava s ROS NPbl kada se detektira greška u drugoj kombinaciji u slučaju s 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 u prijemniku se brišu h kombinacije: druga kombinacija u kojoj je otkrivena pogreška (označena zvjezdicom) i 3 sljedeće kombinacije (zasjenjene). Nakon što je primio kombinacije poslane s uređaja za pohranu (od drugog do uključivo 5), prijamnik izdaje njihov PI, a odašiljač nastavlja slati šestu i sljedeće kombinacije. Slika 8 - Vremenski dijagrami sustava s ROS-npbl 9. Odabir autoceste na karti Slika 9 - Autocesta Aktyubinsk - Almaty - Astana Zaključak Tijekom nastave razmatrana je bit modela djelomičnog opisa diskretnog kanala (model Purtov L.P.), kao i sustava s odlučnom povratnom spregom, kontinuiranim prijenosom i blokadom prijamnika. Zadane vrijednosti korištene su za izračunavanje osnovnih parametara cikličkog koda. U skladu s njima odabran je tip generirajućeg polinoma. Za ovaj polinom konstruiraju se sklopovi kodera i dekodera s objašnjenjem principa njihova rada. Iste sheme implementirane su pomoću paketa "System View". Svi rezultati pokusa prikazani su u obliku slika koje potvrđuju ispravan rad sklopljenih sklopova kodera i dekodera. Za naprijed i natrag diskretni kanal prijenosa podataka izračunate su glavne karakteristike: vjerojatnost da se pogreška ne može detektirati i detektirati cikličkim kodom itd. Za ROS npbl sustav konstruirani su vremenski dijagrami prema izračunatim parametrima koji objašnjavaju princip rada ovog sustava. Dvije točke odabrane su na geografskoj karti Kazahstana (Aktjubinsk - Almati - Astana). Autocesta duga 4700 km, koju su odabrali, podijeljena je na dionice duge 200-700 km. Za vizualni prikaz u radu je prikazana karta. Analizirajući navedeni pokazatelj grupiranja pogrešaka, možemo reći da je glavni proračun napravljen u radu za projektiranje kabelskih komunikacijskih vodova, budući da, t.j. leži u rasponu od 0,4-0,7. Bibliografija 1 B. Sklyar Digitalna komunikacija. Teorijski temelji i praktična primjena: 2. izd. / Per. s 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 sveučilišta. - M.: 2002. 4 Standard robne marke. Odgojno-obrazovni rad. Opći zahtjevi za konstrukciju, prezentaciju, dizajn i sadržaj. FS RK 10352-1910-U-e-001-2002. - Almaty: 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. Šuvalov. - 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 prijenosa 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 zaobilazni kanal prijenosa podataka. seminarski rad, dodan 11.03.2015 Modeli djelomičnog opisa diskretnog kanala. Sustav s ROS-om i kontinuiranim prijenosom informacija (ROS-np). Izbor optimalne duljine kodne riječi pri korištenju cikličkog koda u sustavu s POC-om. Duljina kodne riječi. seminarski rad, dodan 26.01.2007 Tehnički sustavi za prikupljanje telemetrijskih informacija i čuvanje stacionarnih i pokretnih objekata, metode osiguranja integriteta informacija. Izrada algoritma i sheme za rad kodera. Proračun tehničke i ekonomske učinkovitosti projekta. rad, dodan 28.06.2011 Istraživanje i specifičnosti korištenja inverznog koda i Hamming. Blok dijagram uređaja za prijenos podataka, njegove komponente i princip rada. Simulacija senzora temperature i kodera i dekodera za inverzni kod. seminarski rad dodan 30.01.2016 Projektiranje srednje brzine prijenosa podataka između dva izvora i primatelja. Sastavljanje sklopa pomoću paketa "System View" za modeliranje telekomunikacijskih sustava, kodiranje i dekodiranje cikličkog koda. seminarski rad dodan 04.03.2011 Proračun broja kanala na autocesti. Izbor prijenosnog sustava, određivanje kapaciteta i proračun konstrukcije optičkog kabela. Izbor i karakteristike trase međugradske autoceste. Proračun signala, numeričke blende, normalizirane frekvencije i broja modova. seminarski rad, dodan 25.09.2014 Model parcijalnog opisa diskretnog kanala, model L.P. Purtova. Blok dijagram sustava s ROSnp-om i blokadom i blok dijagram algoritma rada sustava. Konstrukcija sklopa enkodera za odabrani generirajući polinom i objašnjenje njegovog rada. seminarski rad, dodan 19.10.2010 Klasifikacija sinkronizacijskih sustava, proračun parametara sa zbrajanjem i oduzimanjem impulsa. Konstrukcija enkodera i dekodera cikličkog koda, dijagram sustava s povratnom spregom i čekanjem na neidealni povratni kanal, izračunavanje vjerojatnosti pogrešaka. seminarski rad, dodan 13.04.2012 Bit Hammingovog koda. Sklopovi enkodera za četiri informacijska bita i dekoder. Određivanje broja kontrolnih znamenki. Konstrukcija Hammingovog ispravljačkog koda s jednom korekcijom pogreške za deset informacijskih bitova. seminarski rad dodan 10.01.2013 Proučavanje obrazaca i metoda prijenosa poruka komunikacijskim kanalima i rješavanje problema analize i sinteze komunikacijskih sustava. Projektiranje puta prijenosa podataka između izvora i primatelja informacije. Model djelomičnog opisa za diskretni kanal.
Izum se odnosi na područje komunikacijske tehnologije i može se koristiti za simulaciju diskretnog komunikacijskog kanala s neovisnim i grupnim pogreškama. Bit izuma leži u činjenici da je određen skup stanja komunikacijskog kanala s 0, s 1, ..., s m-1 i uvjetne vjerojatnosti P (e / s) pojave greške. u svakom stanju s >> i = 0, .. ., m-1 komunikacijski kanal iu skladu s uvjetnom vjerojatnošću pogreške za Trenutna država komunikacijski kanal prima pogreške u komunikacijskom kanalu, pri čemu se utvrđuje vjerojatnost pojave intervala bez grešaka p (0 i) duljine i bita, prema kojem se, na temelju vjerojatnosti p (0 i), uvjetne vjerojatnosti p (0 i 1/11), p (0 i 1/01) intervali bez grešaka duljine i bitova u svakom trenutnom trenutku vremena i koji prethodi ovom trenutku, pod uvjetom da se za generiranje koriste dva stanja komunikacijskog kanala pogreške, koje odgovaraju kombinaciji pogrešaka 11 ili 01, generiraju jednoliko raspoređen interval od 0 do 1 je slučajni broj p, uvjetne vjerojatnosti p (0 i 1/11), p (0 i 1/01) se zbrajaju , počevši od i = 0, a kao rezultat dobiva se niz 0 k 1 koji čini bitstream grešaka komunikacijskog kanala. Tehnički rezultat, postignut implementacijom izuma, je povećanje brzine. 1 tab. Izum se odnosi na područje komunikacijske tehnologije i može se koristiti za simulaciju diskretnog komunikacijskog kanala s neovisnim i grupnim pogreškama. Metoda opisana u ovoj aplikaciji može se koristiti za simulaciju binarnog simetričnog komunikacijskog kanala i omogućuje vam dobivanje niza bitova pogrešaka potrebnih za testiranje opreme za prijenos podataka. Za usporedbu mogući načini Izgrađujući komunikacijski sustav i predviđajući njegove karakteristike bez izravnih eksperimentalnih ispitivanja, potrebno je u njega uključiti različite karakteristike kanala. Opis kanala koji vam omogućuje izračunavanje ili procjenu njegovih karakteristika naziva se model kanala. U cijelom svijetu telekomunikacijski uređaji temeljito se testiraju na usklađenost sa zahtjevima za spajanje na komunikacijsku mrežu (C1-PM i C1-FL u Rusiji; FCC dio 65, dio 15 u SAD-u; BS6305 u UK). Ispitivanja se provode u certifikacijskim centrima i laboratorijima Ministarstva komunikacija, Ministarstva željeznica, FAPSI-a, Ministarstva unutarnjih poslova, Ministarstva obrane itd. - u svim odjelima koji imaju svoje komunikacijske kanale. velike banke, vladine službe, vlasnici mreža za prijenos podataka - svi oni koji aktivno iskorištavaju objekte za prijenos podataka prisiljeni su provoditi svoje usporedne testove. Korisnici su zainteresirani za otpornost uređaja na razne smetnje i izobličenja. Provesti takve komparativni testovi koriste se različiti modeli komunikacijskih kanala koji omogućuju primanje niza bitova pogrešaka komunikacijskog kanala. U mnogim slučajevima, veza je određena statistikom bloka pogreške veze. Blok statistika pogrešaka komunikacijskog kanala shvaća se kao distribucija P (t, n) vjerojatnosti t pogrešaka u bloku duljine n bitova za različita značenja t i n (t≤n). Na primjer, Purtov model komunikacijskog kanala specificiran je blok statistikom pogrešaka komunikacijskog kanala. Predložena metoda omogućuje, na temelju blok statistike grešaka komunikacijskog kanala, dobivanje niza bitova grešaka kanala potrebnih za testiranje različitih uređaja. Poznata je metoda za modeliranje komunikacijskog kanala s neovisnim pogreškama, u kojoj se prvo izračunava prosječna vjerojatnost pogreške po bitu u kanalu, a zatim se u skladu s tom vjerojatnošću dobivaju pogreške u komunikacijskom kanalu. Nedostatak ove metode je ograničeni opseg njezine primjene, budući da se distribucija pogrešaka u stvarnim komunikacijskim kanalima značajno razlikuje od distribucije neovisnih pogrešaka. Najbliža predloženoj metodi je metoda za modeliranje komunikacijskog kanala s pogreškama grupiranja prema modelu Markovljevog kanala (prototip), koja se sastoji u tome da se prvo postavi skup stanja komunikacijskog kanala s 0, s 1, .. ., određuje se s m-1 i izračunavaju se uvjetne vjerojatnosti P (e / si) pojava greške u svakom stanju si, i = 0, ..., m-1 komunikacijskog kanala. Nadalje, u skladu s uvjetnom vjerojatnošću pogreške za trenutno stanje komunikacijskog kanala, dobivaju se pogreške u komunikacijskom kanalu. U ovom slučaju, sljedeće stanje komunikacijskog kanala određeno je prijelaznim vjerojatnostima P (s j / s i), koje odgovaraju prijelazu iz trenutnog stanja s i u sljedeća stanja komunikacijskog kanala s j. Nedostatak ove metode je visoka složenost modeliranje komunikacijskog kanala na temelju blok statistike komunikacijskog kanala, budući da je prilikom izgradnje Markovljevog modela na temelju blok statistike komunikacijskog kanala potrebna velika količina proračuna za određivanje parametara Markovljevog modela. Štoviše, u mnogim slučajevima, kako bi se postigla prihvatljiva točnost, Markovljev model će imati veliki broj stanja, što komplicira dobivanje bit-po-bit statistike komunikacijskog kanala. Osim toga, ova metoda ima niske performanse zbog činjenice da se u svakom stanju komunikacijskog kanala generira samo jedan bit toka pogrešaka, a zatim se donosi odluka o prijelazu u sljedeće stanje. Svrha izuma je pojednostaviti modeliranje komunikacijskog kanala dobivanjem toka pogrešaka izravno iz blok statistike komunikacijskog kanala i povećanjem brzine, budući da se u svakom stanju komunikacijskog kanala može generirati niz pogrešaka, koji se sastoji od jedan ili više bitova, a tek nakon toga se donosi odluka o prelasku na sljedeće stanje komunikacijskog kanala. Za postizanje cilja predlaže se metoda koja se sastoji u tome da se prvo odredi skup stanja komunikacijskog kanala s 0, s 1, ..., s m-1 i izračunaju uvjetne vjerojatnosti P (e / si ) pojave greške u svakom stanju si, i = 0, ..., m-1 komunikacijski kanal. Nadalje, u skladu s uvjetnom vjerojatnošću pogreške za trenutno stanje komunikacijskog kanala, dobivaju se pogreške u komunikacijskom kanalu. Ono što je novo je da svako stanje komunikacijskog kanala odgovara događaju koji se dogodio određenu kombinaciju pogreške si = 0 i 1 u trenucima koji prethode tekućem vremenu, gdje je 0 i 1 = 0 ... 01 binarna kombinacija koja se sastoji od i uzastopnih pozicija u kojima nema pogreške i jednog položaja u kojem se javlja pogreška , dok za svakom od stanja komunikacijskog kanala izračunavaju se uvjetne vjerojatnosti P (0 k 1 / si), a greške u komunikacijskom kanalu dobivaju se u obliku niza oblika 0 k 1 u skladu s uvjetnom vjerojatnošću P (0 k 1 / si). Razmotrimo implementaciju predložene metode za modeliranje komunikacijskog kanala na primjeru izgradnje modificiranog modela komunikacijskog kanala prema Purtovu. Modificirani model komunikacijskog kanala prema Purtovu postavljen je blok statistikom komunikacijskog kanala. Prema modificiranom modelu komunikacijskog kanala prema Purtovu, vjerojatnost t i više pogrešaka (t≥2) u bloku duljine n bitova izražava se formulom: gdje je p prosječna vjerojatnost pogreške (str<0.5), a je faktor grupiranja pogrešaka (0≤a≤1), vrijednost a = 0 približno odgovara kanalu s neovisnim pogreškama, a = 1 - kanalu kada su sve pogreške koncentrirane u jednoj grupi, Vjerojatnost izobličenja kodne riječi je Ovaj model pogrešaka određuju samo dva parametra p i a, a za različite parametre modela točno opisuje mnoge stvarne komunikacijske kanale. Statistika bloka ovog komunikacijskog kanala određena je jednadžbom Blok statistika kanala u mnogim slučajevima omogućuje jednostavno dobivanje različitih karakteristika komunikacijskog sustava, na primjer, određivanje pouzdanosti primanja poruka zaštićenih kodom za ispravljanje pogrešaka. Vjerojatnost ispravnog prijema koda za ispravljanje pogrešaka koji ispravlja t pogrešaka i ima blok duljine n procjenjuje se formulom: Nažalost, zadatak blok statistike komunikacijskog kanala u modificiranom modelu komunikacijskog kanala prema Purtovu uzrokuje značajne poteškoće u dobivanju bitstreama pogrešaka potrebnih za testiranje opreme za prijenos podataka. Stoga je predložena metoda koja generira bit stream pogrešaka koji zadovoljava blok statistiku komunikacijskog kanala, posebno blok statistiku modificiranog modela komunikacijskog kanala prema Purtovu. Razmislite o binarnom uravnoteženom kanalu. Neka je p (0 i) vjerojatnost pojave intervala bez grešaka duljine i-bita, i = 0,1, .... Ova vjerojatnost se izračunava na temelju formule (2) p (0 i) = 1-P (≥1, i). Prilikom konstruiranja modela kanala iz eksperimentalnih podataka, distribucija vjerojatnosti duljina intervala bez grešaka određuje se izravno iz statistike pogrešaka stvarnog komunikacijskog kanala. Na temelju distribucije vjerojatnosti p (0 i), zatim se izračunavaju sljedeće distribucije vjerojatnosti p (0 i 1), p (10 i 1), p (10 i 11), pri čemu 1 znači pogrešan bit. Te se vjerojatnosti izračunavaju prema sljedećim ponavljajućim pravilima gdje Pravedan Predložena metoda koristi uvjetne vjerojatnosti gdje su bezuvjetne vjerojatnosti p (10 i + 1 1) i p (110 i 1) izračunate prema formulama (5) i (7), redom, a p (11) = 1-2 × p (0) + p ( 00) i p (01) = p (0) -p (00). Uvjetne vjerojatnosti p (0 i 1/11) i p (0 i 1/01) postavljaju vjerojatnosti intervala bez grešaka duljine i bitova, pod uvjetom da je model generirao kombinaciju 11 ili 01 prije ovog i samo dva stanja komunikacijskog kanala koriste se za generiranje pogrešaka, koje odgovaraju kombinacijama pogrešaka 11 i 01. U našem modelu samo se takve kombinacije pogrešaka mogu pojaviti u trenucima koji prethode trenutnom trenutku, budući da se generiraju nizovi oblika 0 i 1. Za i = 0, stanje komunikacijskog kanala će odgovarati kombinaciji 11, a za i> 0 - stanju 01. Nakon što smo odredili stanje komunikacijskog kanala u trenutnom trenutku, onda, koristeći formule (8) i (9), mi izračunati uvjetne vjerojatnosti p (0 i 1/11) i p (0 i 1/01) i, u skladu s tim vjerojatnostima, odredimo slijed oblika 0 k 1, koji je tok bitova grešaka u komunikaciji kanal. Istodobno, najprije se generira slučajni broj p ravnomjerno raspoređen u intervalu od 0 do 1 i zbrajaju se uvjetne vjerojatnosti 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 gdje znak # može biti 0 ili 1. Imajte na umu da se za povećanje brzine modela kanala duljina neiskrivljenih intervala k za svaki slučajni broj p uzet s nekom dopuštenom pogreškom može unaprijed izračunati prije početka simulacije i staviti u tablicu čiji će ulaz biti vrijednost od p, a izlaz je duljina neiskrivljenog intervala k. U procesu modeliranja, duljine neiskrivljenih intervala će se zatim odrediti iz prikaza tablice funkcionalna ovisnost 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 prikladnim analitičkim odnosom, na primjer, izravno proporcionalnim odnosom (ravna crta). U ovom slučaju događaji koji odgovaraju "repu" distribucije u pravilu su malo vjerojatni i pogreška aproksimacije ne utječe značajno na točnost modeliranja. Primjer. Tablica prikazuje blok statistiku P 1 (t, n) modificiranog modela komunikacijskog kanala prema Purtovu, izračunatu po formulama (1) i (2), te slične statistike P 2 (t, n) toka pogrešaka za predloženu metodu za modeliranje komunikacijskog kanala. Parametri modificiranog modela komunikacijskog kanala prema Purtovu: p = 0,01, a = 0,3, duljina bloka n = 31, volumen toka pogrešaka bio je 1.000.000 bita. Hi-kvadrat statistički kriterij dobrote uklapanja za teorijsku P 1 (t, n) i eksperimentalnu P 2 (t, n) distribuciju vjerojatnosti bit će χ 2 = 0,974, što ukazuje na visok stupanj aproksimacije predloženog modela te modificirani model komunikacijskog kanala prema Purtovu. U predloženoj metodi, tok bitova pogrešaka komunikacijskog kanala dobiva se izravno na temelju blok statistike komunikacijskog kanala, a posebno se metoda temelji na korištenju statistike neiskrivljenih intervala. U mnogim slučajevima to će pojednostaviti konstrukciju modela kanala. Na primjer, za usporedbu, Markovljev model modificiranog modela komunikacijskog kanala prema Purtovu, koji omogućuje generiranje niza bitova i osigurava prihvatljivu točnost, imat će najmanje 7 stanja. Broj neovisnih parametara takvog modela, prema tome, nije manji od 49. Štoviše, za dobivanje parametara Markovljevog modela iz blok statistike potrebna je velika količina izračuna. Razmatrana metoda, čak i kada se generira tok pogrešaka na temelju samo dva stanja komunikacijskog kanala, osigurava visoku točnost modela, što pojednostavljuje implementaciju metode. Osim toga, u svakom stanju kanala, niz pogrešaka oblika 0 k 1, koji se sastoji od jednog ili više bit, što povećava brzinu metode. Postignuti tehnički rezultat predložene metode za modeliranje komunikacijskog kanala je pojednostavljenje njegove implementacije i povećanje brzine. Izvori informacija 1. Zeliger N.B. Osnove prijenosa podataka. Udžbenik za sveučilišta, M., Komunikacija, 1974., str.25. 2. Blokh E.L., Popov O.V., Turin V.Ya. Modeli izvora pogrešaka u kanalima prijenosa digitalne informacije... M.: 1971, str. 64. 3. Samoilov V.M. Generalizirano analitički model kanal s grupnom distribucijom pogrešaka. Pitanja radioelektronike, ser. OVR, br. 6, 1990. Metoda za modeliranje komunikacijskog kanala, koja se sastoji u određivanju skupa stanja komunikacijskog kanala s 0, s 1, ..., s m-1 i izračunavanju uvjetnih vjerojatnosti P (e / si) pojave pogreška u svakom stanju si, gdje je i = 0 , ..., m-1 komunikacijskog kanala, a u skladu s uvjetnom vjerojatnošću pogreške za trenutno stanje komunikacijskog kanala, greške se dobivaju u komunikacijskom kanalu, naznačen time da utvrđuje se vjerojatnost pojave intervala bez grešaka p (0 i) duljine i bitova, prema kojem se na temelju vjerojatnosti p (0 i) prema rekurentnim pravilima određuju uvjetne vjerojatnosti p (0 i 1 /11), izračunava se p (0 i 1/01) intervala bez grešaka duljine i bitova u svakom trenutnom trenutku vremena i koji prethodi ovom trenutku vremena, pod uvjetom da se za generiranje pogrešaka koriste dva stanja komunikacijskog kanala , što odgovara kombinaciji pogrešaka 11 ili 01, generira slučajni broj p jednoliko raspoređen u intervalu od 0 do 1, zbrajanje uvjetnih vjerojatnosti p (0 i 1/11), p (0 i 1/01) počevši od i = 0, a kao rezultat dobivamo Emituje se sekvenca 0 k 1, koja čini tok bitova grešaka komunikacijskog kanala. Slični patenti: Izum se odnosi na sustave za kodiranje i dekodiranje. ... Izum se odnosi na računalna tehnologija te tehnika primanja i odašiljanja poruka te se može koristiti za povećanje pouzdanosti prijema dosljedne informacije Svrha izuma je poboljšati pouzdanost primanja sekvencijalnih informacija. Izum se odnosi na područje kodiranja diskretnih informacija i može se koristiti za prijenos informacija. Tehnički rezultat je povećanje pouzdanosti prijenosa informacija. Metoda se temelji na pretvaranju kodiranih informacija u fazne odnose dvaju segmenata ponavljajućih sekvenci na strani prijenosa i inverzne transformacije na strani koja prima. 6 ill. Izum se odnosi na područje sigurnost informacija... Tehnički rezultat - visoka razina kriptografska zaštita pregovaračkih procesa od njihovog presretanja korištenjem algoritama kriptografskog kodiranja. Metoda šifriranja / dešifriranja analogni signali, koji se sastoji od niza područja s n-skupom digitaliziranih podataka ciklusa kvantizacije prema Kotelnikovu je da se tijekom enkripcije iz područja dolaznog toka podataka formira okvir za šifriranje s dimenzijom n ciklusa kvantizacije, zatim iz ovih n-kvantizacijskih ciklusa dovoljan broj kodiranih ciklusa kvantizacije koji imaju karakteristične značajke od ostalih ciklusa kvantizacije okvira enkripcije, tada su okviri enkripcije podložni relativnoj permutaciji svog reda u skladu s ključem za šifriranje, koji je niz skupa kontrolnih kodnih riječi ovaj algoritam kriptografsko kodiranje i u korak po korak digitalno-analogna pretvorba u obliku kontinuiranog toka neodvojivo slijedećih okvira šifriranja izlazi na komunikacijski kanal kao izlazni analogni signal sličan šumu. Na udomiteljske stranke e dešifriranja komunikacijskog kanala Proces dešifriranja dolaznog toka podataka počinje s korak-po-korak operacijom ciklusa kvantizacije za traženje i odvajanje okvira šifriranja od dolaznog toka podataka, koristeći distribuciju kodiranih ciklusa kvantizacije koji imaju svoje vlastite karakteristične značajke koje odgovaraju ključu za šifriranje. U ovim postupnim operacijama traženja i određivanja okvira šifriranja primjenjuje se proces izračunavanja korelacijske funkcije podudaranja skupova kodnih riječi ključeva odašiljačke i prijemne strane, dok se niz skupa kodnih riječi ključ 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 generiraju se pomoću digitalno-analogne pretvorbe glasovna komunikacija... Za zaštitu kodova ključeva za šifriranje od mogućeg čitanja i "hakiranja" 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. letjeti. Izum se odnosi na područje radio komunikacija. Tehnički rezultat je povećanje brzine prijenosa podataka procjenom vjerojatnosti pogreške po bitu pri kodiranju korištenjem linearnog bloka koda za ispravljanje pogrešaka. Metoda za procjenu vjerojatnosti pogreške po bitu, u kojoj izvor poruke generira niz bitova i prenosi ga na ulaz kodera, u kojem se sekvenca kodira korištenjem linearnog blok koda kako bi se dobila kodna riječ duljine n bitova, a iz izlaza se kodna riječ prenosi na ulaz modulatora u kojem se modulira i dobiva informacijski signal, odašilju signal komunikacijskom kanalu, a s izlaza komunikacijskog kanala odašilje signal na ulaz demodulatora, u kojem se dobiva primljena kodna riječ, koja može sadržavati pogreške zbog prisutnosti izobličenja u komunikacijskom kanalu, prenijeti kodnu riječ na ulaz dekodera, u kojem se kombinacija dekodira i dobiti informacijska riječ, kao i broj q otkrivenih pogrešaka i sa prvog izlaza dekodera prenosi informacijsku riječ na ulaz primatelja poruke, a s drugog izlaza dekodera prenosi broj q jednak broju pogrešaka koje je detektirao dekoder u primljenom kodna riječ, na ulaz bloka za provjeru. 1 bolestan. Izum se odnosi na područje komunikacijske tehnologije i može se koristiti za simulaciju diskretnog komunikacijskog kanala s neovisnim i grupnim pogreškama. V opći slučaj kanali se klasificiraju prema prirodi ulaznih i izlaznih signala. Kanal se naziva kontinuiranim (prema razinama signala) ako je skup ulaznih i izlaznih signala nebrojiv. Ako je skup signala s diskretnim vremenom na ulazu i izlazu konačan (u razinama), kanal se naziva diskretnim. Kanal se naziva polukontinuiranim ako je diskretan na ulazu i kontinuiran na izlazu. Radio kanali koji sadrže radio vezu - otvoreni prostor, u principu su kontinuirani kanali. Pravi radijski kanali vrlo su raznoliki u pogledu svojih svojstava i karakteristika. Kako bi se pojednostavio zadatak određivanja statističkih karakteristika signala uočenih na izlazima kanala, u mnogim je slučajevima preporučljivo koristiti tipični modeli stvarni kanali koji pokazuju svoja najbitnija svojstva. Za postavljanje matematičkog modela dovoljno je navesti ograničenja nametnuta skupu mogućih ulaznih signala i, što je posebno važno, vjerojatnostne karakteristike izlaznih oscilacija. Najprije razmotrimo najtipičnije i najčešće korištene modele kontinuiranog kanala. Ovi modeli su od interesa za prijenos signala iz kontinuiranih i diskretnih izvora. U nastavku ćemo pretpostaviti da svi modeli predstavljaju kanale s aditivnim Gaussovim šumom n (t)
s nultim matematičkim očekivanjem i zadanom korelacijskom funkcijom. Najtipičniji je model s bijelim šumom, koji aproksimira šum toplinske fluktuacije, koji je neizbježno prisutan u svim stvarnim kanalima. Kanal s točno poznatim signalom. Izlazni signal kanala je Pretpostavlja se da je valni oblik s (t)
, faktor intenziteta A
i kašnjenje su poznati (posebno, što odgovara promjeni vremenske reference na izlazu kanala). Ovdje je raspodjela signala x Gaussova. Ovaj model je primjenjiv za radar u idealiziranim uvjetima kada su domet, brzina i RCS objekta konstantni. Također se može koristiti za aproksimaciju satelitskih radiotelegrafskih kanala, kao i za radio kanale sa sporo promjenjivim parametrima, za koje su vrijednosti A
i može se predvidjeti s razumnom točnošću. Kanal sa slučajnom fazom signala. Za razliku od prethodnog, kašnjenje je nasumična varijabla... Za uskopojasne signale s (t)
sa središnjom frekvencijom spektra, izraz za izlazni signal je predstavljen kao gdje su i Hilbertove konjugirane funkcije; - slučajna početna faza. Obično se pretpostavlja da je faza jednoliko 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 duljini puta širenja signala). U radiokomunikacijskim kanalima s slučajnom fazom, amplituda je često također slučajna. A
... S Rayleighovim promjenama amplitude i jednakovjerojatne faze, kvadraturne komponente su Gaussove slučajne varijable. S točno poznatim signalom s (t)
Kanal koji se razmatra može se nazvati Gaussovim kanalom s kvazideterminističkim signalom, tj. signalom poznatog oblika, čiji je konačni broj parametara nasumičan. Radiotelegrafski kanal s međusimbolskim smetnjama. Međusimbolna interferencija radiotelegrafskih signala posljedica je raspršivanja signala tijekom vremena. Ona se očituje u činjenici da je koristan signal na izlazu kanala, opisan općim izrazom oblika je rezultat superpozicije odgovora kanala na djelovanje signala istog oblika koji pristižu u kanal s različitim vremenskim kašnjenjima. Međusimbolske smetnje prvenstveno su posljedica nelinearnosti faznog odziva prijenosnog kanala. U radio kanalima različitih valnih duljina, uzrok međusimbolnih smetnji često je višestazno širenje radio valova. Kanal s kvazideterminističkim signalom i vanjskim ometajućim utjecajima. U kanalu, na pozadini bijelog Gaussovog šuma, nalazi se signal poznatog oblika sa slučajnim parametrima i skupom ometajućih signala Ovaj model je primjenjiv za radio kanale koji prenose signale iz izvora diskretnih poruka u uvjetima jakog preopterećenja kanala stranim signalima iste strukture, kao iu uvjetima stvaranja aktivnih namjernih smetnji. Gaussov kanal sa slučajnim signalom... Signal na izlazu kanala je predstavljen kao gdje su i šum i signal slučajni procesi. Često se pretpostavlja da je signal S
i stoga NS
raspoređeni prema Gaussovom zakonu. U nekim slučajevima, Gaussov model na zadovoljavajući način opisuje kanale za prijenos poruka iz kontinuiranih izvora korištenjem amplitudske modulacije. Kanal sa strukturno determinističkim signalom i vanjskim ometajućim utjecajima... Pod strukturno determinističkim signalom podrazumijeva se radio signal čije su karakteristike nosioca i vrsta modulacije poznate, dok modulirajući signal A (t)
je kontinuirani slučajni proces s poznatim statističkim karakteristikama. U općem slučaju, signal na izlazu kanala može se predstaviti kao Model koji se razmatra razlikuje se od modela kanala s kvazideterminističkim signalima samo po prirodi skupa slučajnih parametara kodiranih u radio signalima poznate strukture i oblika. Modeli diskretnog kanala u teorijskom proučavanju radijskih sustava od velikog su interesa, budući da je otpornost sustava na buku pod utjecajem intenzivnih smetnji u velikoj mjeri određena metodama kodiranja i dekodiranja moduliranih i demoduliranih signala. Prilikom rješavanja ovih problema preporučljivo je koristiti jednostavne modele diskretnih kanala, pri čijoj se konstrukciji svojstva kontinuiranog kanala ne uzimaju izravno u obzir. U diskretnom kanalu, ulazi i izlazi su nizovi impulsa koji predstavljaju tok kodnih simbola. Stoga, u modelu diskretnog kanala, zajedno s ograničenjima na parametre skupa mogući signali na ulazu je dovoljno naznačiti raspodjelu uvjetnih vjerojatnosti izlaznog signala za zadani ulazni signal. Za određivanje skupa ulaznih signala dovoljno je naznačiti broj m
različiti znakovi, broj n
impulsa u slijedu i, ako je potrebno, trajanju T u
i T van
svaki impuls na ulazu i izlazu kanala. U pravilu su ta trajanja ista, tako da trajanja bilo kojeg n
- sekvence na ulazu i izlazu. Zbog učinka šuma u kanalu, nizovi impulsa na ulazu i izlazu kanala mogu biti različiti. Općenito, za bilo koje n
potrebno je naznačiti vjerojatnost da pri prijenosu 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 "zbrajanja" i "oduzimanja" shvaćaju kao bitovsko zbrajanje po modulu m
a množenje cijelim brojem definira se slično. U tom je prostoru preporučljivo uvesti u obzir "vektor pogreške" E
, što treba shvatiti kao bitnu razliku između ulaznog (prenesenog) i izlaznog (primljenog) vektora, ili na drugi način, predstavlja primljeni vektor kao zbroj odaslanog i vektora pogreške:, gdje je slučajni vektor pogreške E
igra ulogu smetnje u određenom smislu n (t)
u modelu kontinuiranog kanala. Razni modeli diskretni kanal razlikuju se u distribuciji vjerojatnosti vektora pogreške. U općem slučaju, distribucija vjerojatnosti E može ovisiti o implementaciji vektora. Vektor pogreške dobiva posebno jasnu interpretaciju u slučaju binarnog kanala, kada m
= 2. Izgled simbola 1
bilo gdje u vektoru pogreške označava prisutnost greške u odgovarajućem bitu odaslanog n
-sekvencije. Broj znakova koji nisu nula u vektoru pogreške naziva se težina vektora pogreške. Najjednostavniji model diskretnog kanala je balansirani kanal bez memorije. Ovo je kanal u kojem se svaki prenosi kodni znak može se pogriješiti s fiksnom vjerojatnošću R
i točno s vjerojatnošću q = 1 - str
, a u slučaju pogreške, umjesto prenesenog simbola, s jednakom vjerojatnošću može se primiti bilo koji drugi simbol, t.j. >
(2.13) Izraz "nedostaje memorije" znači da vjerojatnost pojave greške u bilo kojem bitu n-niza ne ovisi o tome koji su znakovi preneseni prije ovog bita i kako su primljeni. Vjerojatnost bilo koje n
-vektor pogreške dimenzionalne težine l
na ovom kanalu je Vjerojatnost onoga što se dogodilo l
sve pogreške locirane nasumično duž n
-sekvencije, određene Bernoullijevim zakonom (2.14) gdje Model simetričnog kanala bez memorije (binomni kanal) dobra je aproksimacija kanala s aditivnim bijelim šumom s množiteljem konstantnog intenziteta signala. Riža. 1, a prikazuje graf koji prikazuje vjerojatnosti prijelaza u binarnom simetričnom kanalu bez memorije. U jednosmjernom kanalu bez memorije greške se također javljaju neovisno jedna o drugoj, međutim, vjerojatnosti prijelaza simbola 1 u 0 i natrag kada signal prođe u kanalu su različite. Odgovarajući graf vjerojatnosti prijelaza 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 dopušteni ulazni signal odrediti slučajni proces (signal) na izlazu kanala. Zadaća procesa shvaća se u smislu kako je definirana u § 2.1, a svodi se na specificiranje distribucije vjerojatnosti u ovom ili onom obliku. Točan matematički opis bilo kojeg stvarnog kanala obično je prilično težak. Umjesto toga, oni koriste pojednostavljene matematičke modele koji omogućuju identificiranje svih najvažnijih pravilnosti stvarnog kanala, ako se pri izradi modela uzmu u obzir najznačajnije značajke kanala i manji detalji koji imaju mali utjecaj na tijek kanala. komunikacija se odbacuje. Razmotrimo najjednostavnije i najčešće korištene matematičke modele kanala, počevši od kontinuiranih kanala, budući da oni uvelike određuju prirodu diskretnih kanala. Idealan šumni kanal je linearni krug s konstantnom prijenosnom funkcijom, obično koncentriran u ograničenom frekvencijskom pojasu. Svaki ulazni signal sa spektrom unutar određenog frekvencijskog pojasa i ograničene prosječne snage (ili vršne snage Ppik) je prihvatljiv. Ova ograničenja su tipična za sve kontinuirane kanale iu budućnosti se o njima neće raspravljati. Imajte na umu da ako snaga signala nije ograničena, već se smatra konačnom, tada skup dopuštenih signala tvori vektorski prostor, bilo konačno dimenzionalni (s određenim ograničenjima na trajanje i širinu spektra) ili beskonačno dimenzionalan (sa slabijim ograničenja). U idealnom kanalu, izlazni signal za zadani ulazni signal ispada deterministički. Ovaj model se ponekad koristi za opisivanje kabelski kanali... No, strogo govoreći, neprikladan je za stvarne kanale, koji neizbježno sadrže, iako vrlo slabe, aditivne smetnje. Kanal s aditivnim Gaussovim šumom, u kojem je izlazni signal gdje je ulazni signal; trajno; Gaussov aditivni šum s nultim matematičkim očekivanjem i zadanim korelacijske funkcije... Najčešće se smatra bijelim šumom ili kvazibijelim (s ujednačenom spektralnom gustoćom u pojasu 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 kanali za komunikaciju unutar vidnog polja, i također radijski kanali sa sporim totalnim zatamnjenjem, 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) na konstantnom i nasumičnom mjestu može se predstaviti u obliku gdje je Hilbertova transformacija slučajne početne faze. Pretpostavlja se da je distribucija vjerojatnosti specificirana, najčešće se postavlja ujednačeno u intervalu od 0 do Ovaj model zadovoljavajuće opisuje iste kanale kao i prethodni, ako faza signala u njima fluktuira. Ova fluktuacija uzrokovana je malim promjenama u duljini kanala, svojstvima medija u kojem signal prolazi, kao i faznom nestabilnošću referentnih oscilatora. Gaussov kanal s jednim snopom s općim fadingom (fluktuacije u amplitudama i fazama signala) također je opisan formulom (3.30), ali faktor K, kao i faza, uzima se u obzir slučajni procesi... Drugim riječima, kvadraturne komponente Kada se kvadraturne komponente mijenjaju u vremenu, primljena oscilacija Kako je navedeno na str. 94, jednodimenzionalna raspodjela koeficijenta prijenosa može biti Rayleighova (3.25) ili generalizirana Rayleighova (3.26). Takvi kanali se nazivaju kanali s Rayleighovim ili generaliziranim Rayleighovim fadingom. U općenitijem slučaju, ima distribuciju od četiri parametra. Ovaj model se naziva generalizirani Gaussov. Model jednoputnog fading kanala prilično dobro opisuje mnoge radiokomunikacijske kanale u različitim valnim pojasevima, 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 radijske komunikacije i opisuje kanale s vremenskim raspršenim frekvencijama. Vremensko raspršivanje kanala često se može pripisati diskretnom karakteru (model višestrukog kanala) i umjesto (3.33) može se koristiti prikaz gdje je broj zraka u kanalu; kvadraturne komponente prijenosne funkcije kanala za snop koje su unutar spektra uskopojasni signal praktički ne ovise o ko. Kanal s vremenskim i frekventnim raspršenjem je u potpunosti specificiran ako se uz korelacijske funkcije šuma specificiraju i statistike slučajnog impulsnog odziva kanala (ili prijenosne funkcije ili statistike kvadraturnih komponenti za sve snopove) signala. Kanali sa složenim aditivnim šumom (fluktuacijski, lumpirani, impulsni) opisani su bilo kojim od prethodnih modela uz dodatak dodatnih komponenti aditivne buke. Njihova Potpuni opis zahtijeva postavljanje vjerojatnosnih karakteristika svih komponenti aditivnog šuma, kao i parametara kanala. Ovi modeli najpotpunije odražavaju stvarne komunikacijske kanale, ali se rijetko 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 pretvara kontinuirani kanal u diskretni. Stoga je u načelu 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 projektiranja komunikacijskog sustava moguće u prilično širokom rasponu varirati model diskretnog kanala za dati model kontinuiranog kanala promjenom modema. Model diskretnog kanala sadrži postavljanje skupa mogućih signala na svom ulazu i distribuciju uvjetnih vjerojatnosti izlaznog signala za zadani ulaz. Ovdje su ulazni i izlazni signali nizovi kodnih simbola. Stoga je za određivanje mogućih ulaznih signala dovoljno naznačiti broj različitih simbola (kodnu bazu), kao i trajanje prijenosa svakog simbola. Pretpostavit ćemo 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, to se zove tehnička brzina i mjeri se u baudu. Svaki simbol koji dolazi na ulaz kanala uzrokuje pojavu jednog simbola na izlazu, tako da je tehnička brzina na ulazu i izlazu kanala ista. U općem slučaju, za bilo koji, vjerojatnost da će se, kada se bilo koji zadani niz kodnih simbola unese na ulaz kanala, na izlazu pojaviti neka implementacija slučajnog niza. U ovom slučaju, svi -sekvenci (vektori), čiji je broj jednak, tvore -dimenzionalni konačni vektorski prostor, ako se "zbrajanje" shvati kao zbrajanje po bitu po modulu i slično definira množenje skalarom (cijeli broj). Za pojedini slučaj takav je prostor razmatran u § 2.6. Uvedimo još jednu korisnu definiciju. Bitsku razliku (naravno, u apsolutnoj vrijednosti između primljenog i odaslanog vektora) nazvat ćemo vektorom pogreške, što znači da se prolazak diskretnog signala kroz kanal može smatrati zbrajanjem ulaznog vektora s greškom. Vektor pogreške igra u diskretnom kanalu približno istu ulogu kao i šum v kontinuirani kanal... Dakle, za bilo koji model, diskretni kanal se može napisati korištenjem zbrajanja u vektorskom prostoru (bitno, po modulu gdje su nasumični nizovi simbola na ulazu i izlazu kanala; slučajni vektor pogreške, koji općenito ovisi o Različiti modeli razlikuju se u vektorskoj distribuciji vjerojatnosti Značenje vektora pogreške je posebno jednostavno u slučaju binarnih kanala, kada njegove komponente poprimaju vrijednosti 0 i 1. Bilo koja jedinica u pogrešci vektor znači da je simbol primljen na odgovarajućem mjestu odaslanog niza pogrešan, a svaka nula znači prijem znaka bez greške. Broj znakova koji nisu nula u vektoru pogreške naziva se njegova težina. Pojednostavljeno rečeno, modem, koji čini prijelaz s kontinuiranog kanala na diskretni, pretvara smetnje i izobličenja kontinuiranog kanala u tok pogrešaka. Nabrojimo 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 vjerojatnošću i ispravno s vjerojatnošću, a u slučaju pogreške, umjesto odaslanog simbola, može se primiti bilo koji drugi simbol s jednakom vjerojatnošću. Dakle, vjerojatnost da je simbol primljen ako je poslan jednaka je Izraz "nedostatak memorije" znači da vjerojatnost dobivanja simbola pogreškom ne ovisi o povijesti, odnosno o tome koji su simboli prije nje prenošeni i kako su primljeni. U nastavku, radi skraćivanja, umjesto “vjerojatnost pogrešnog prijema simbola” reći ćemo “vjerojatnost pogreške”. Očito, vjerojatnost bilo kojeg vektora -dimenzionalne pogreške u takvom kanalu je gdje je I broj znakova koji nisu nula u vektoru pogreške (težina vektora pogreške). Vjerojatnost da je došlo do bilo kakve pogreške, koja se proizvoljno nalazi u nizu duljine, određena je Bernoullijevom formulom gdje je binomni koeficijent jednak broju različitih kombinacija I pogrešaka u bloku duljine Ovaj model se također naziva binomski kanal. Zadovoljavajuće opisuje kanal koji se pojavljuje uz određeni izbor modema, ako u kontinuiranom kanalu nema fadinga, a aditivni šum je bijeli (ili barem kvazibijeli). Prijelazne vjerojatnosti u binarnom simetričnom kanalu shematski su prikazane u obliku grafa na Sl. 3.3. Riža. 3.3. Prijelazne vjerojatnosti u binarnom simetričnom kanalu Riža. 3.4. Prijelazne vjerojatnosti u binarnom simetričnom kanalu brisanja Riža. 3.5. Prijelazne vjerojatnosti u binarnom asimetričnom kanalu Simetrični kanal bez memorije s brisanjem razlikuje se od prethodnog po tome što abeceda na izlazu kanala sadrži dodatni simbol označen znakom Ovaj simbol se pojavljuje kada 1. sklop odluke (demodulator) ne može pouzdano identificirati odaslani simbol. Vjerojatnost takvog odbijanja donošenja odluke ili brisanja znaka u ovom modelu je stalna i ne ovisi o prenesenom simbol. Uvođenjem brisanja moguće je značajno smanjiti vjerojatnost pogreške, ponekad se čak smatra jednaka nuli... Na sl. 3.4 shematski prikazuje vjerojatnosti prijelaza u takvom modelu. Asimetrični kanal bez memorije karakterizira, kao i prethodni modeli, činjenicom da se pogreške javljaju u njemu neovisno jedna o drugoj, ali vjerojatnosti pogreške ovise o tome koji se simbol prenosi. Dakle, u binarnom asimetričnom kanalu, vjerojatnost primanja znaka "1" pri prijenosu znaka "0" nije jednaka vjerojatnosti primanja "0" pri prijenosu "1" (slika 3.5). U ovom modelu, vjerojatnost vektora pogreške ovisi o tome koji se slijed simbola prenosi. Markov kanal je najjednostavniji model diskretni kanal s memorijom. U njemu se formira vjerojatnost pogreške jednostavan lanac Markov, odnosno ovisi o tome je li prethodni simbol primljen ispravno ili pogrešno, ali ne ovisi o tome koji simbol se prenosi. Takav kanal, na primjer, nastaje ako srodnik fazna modulacija(vidi dolje, § 4.5). Kanal s dodatkom diskretni šum je generalizacija simetričnih modela kanala. U takvom modelu vjerojatnost vektora pogreške ne ovisi o odaslanom nizu. Pretpostavlja se da je vjerojatnost svakog vektora pogreške zadana i, općenito govoreći, nije određena njegovom težinom. U mnogim kanalima, od dva vektora s istom težinom, vjerojatnije je da se oni nalaze blizu jedan drugome, tj. postoji sklonost greškama grupiranja. Poseban slučaj takvog kanala je kanal s promjenjivim parametrom (VPC). U ovom modelu, vjerojatnost pogreške za svaki simbol je funkcija nekog parametra koji predstavlja slučajni niz, diskretni ili kontinuirani, s poznatim distribucijama vjerojatnosti, 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 - a vjerojatnost pogreške pri jednaka je nuli, a pri 0,5. Dane su vjerojatnosti prijelaza iz stanja i obrnuto. U takvom kanalu sve se pogreške javljaju na i stoga su vrlo usko grupirane. Postoje i složeniji modeli mjenjača, na primjer, model Popov-Turin. Oni se proučavaju na posebnim tečajevima. Memorija u kontrolnoj točki određena je korelacijskim intervalom parametra Kanal s neaditivnim šumom i memorijom. ISI kanal. Vjerojatnost pogreške u njemu ovisi o prenesenih znakova, kao u modelu jednosmjernog kanala bez memorije, ali ne iz onog (ili ne samo iz tog) simbola za koji se utvrđuje vjerojatnost pogreške, nego iz simbola koji su mu preneseni. Diskretni kanal naziva se skup sredstava namijenjen 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 (primarne abecede), pretvaraju se u koderu u niz znakova. Volumen m abeceda znakova (sekundarna abeceda), u pravilu, manjeg volumena l abeceda znakova, ali oni mogu biti isti. Materijalno utjelovljenje simbola je elementarni signal dobiven u procesu manipulacije - diskretna promjena određenog parametra nositelja informacije. Elementarni signali se generiraju uzimajući u obzir fizička ograničenja koja nameće određena komunikacijska linija. Kao rezultat manipulacije, svaki niz znakova je povezan s složen signal... Puno složenih signala, naravno. Razlikuju se po broju, sastavu i međusobni dogovor elementarni signali. Izrazi "čip" i "simbol", kao i "složeni signal" i "slijed simbola" u nastavku će se koristiti kao sinonimi. Informacijski model kanala s bukom specificiran je skupom simbola na njegovom ulazu i izlazu i opisom vjerojatnosnih svojstava prijenosa pojedinačni likovi... Općenito, kanal može imati mnogo stanja i prijeći iz jednog stanja u drugo kako tijekom vremena tako i ovisno o slijedu prenesenih simbola. U svakom stanju, kanal karakterizira matrica uvjetnih vjerojatnosti? () Da će se preneseni simbol u i na izlazu percipirati kao simbol? j. Vrijednosti vjerojatnosti u stvarnim kanalima ovise o mnogim različitim čimbenicima: svojstvima signala koji su fizički nosioci simbola (energija, vrsta modulacije itd.), prirodi i intenzitetu smetnji koje utječu na kanal, načinu određivanja signal na prijemnoj strani. Ako postoji ovisnost vjerojatnosti prijelaza kanala o vremenu, što je tipično za gotovo sve stvarne kanale, naziva se nestacionarni komunikacijski kanal. Ako je ta ovisnost neznatna, koristi se model u obliku stacionarnog kanala čije vjerojatnosti prijelaza ne ovise o vremenu. Nestacionarni kanal može biti predstavljen nizom stacionarnih kanala koji odgovaraju različitim vremenskim intervalima. Kanal je nazvan s " memorija»(S naknadnim efektom), ako vjerojatnosti prijelaza u danom stanju kanala ovise o njegovom prijašnja stanja... Ako su vjerojatnosti prijelaza konstantne, t.j. kanal ima samo jedno stanje, zove se stacionarni kanal bez memorije... K-arni kanal je komunikacijski kanal u kojem je broj različitih simbola na ulazu i izlazu jednak i jednak k. Stacionarni diskretni binarni kanal bez memorije je jednoznačno određen s četiri uvjetne vjerojatnosti: p (0/0), p (1/0), p (0/1), p (1/1). Uobičajeno je prikazati takav model kanala u obliku grafikona prikazanog na Sl. 4.2, gdje su p (0/0) i p (1/1) vjerojatnosti neiskrivljenog prijenosa simbola, a p (0/1) i p (1/0) su vjerojatnosti izobličenja (transformacije) simbola 0 i 1, respektivno. Ako se vjerojatnosti izobličenja simbola mogu uzeti jednakima, tj. onda se takav kanal naziva binarni simetrični kanal
[za p (0/1) p (1/0), kanal se zove asimetrična]. Jesu li s vjerojatnošću ispravno primljeni simboli na njegovom izlazu? i pogrešno - s vjerojatnošću 1-p = q. Matematički model pojednostavljeno. Upravo je taj kanal najintenzivnije proučavan ne toliko zbog njegovog praktičnog značaja (mnoge stvarne kanale opisuje vrlo približno), koliko zbog jednostavnosti matematičkog opisa. Najvažniji rezultati dobiveni za binarni simetrični kanal prošireni su na šire klase kanala. Treba istaknuti 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 prije, simboli 0 i 1, a na izlazu kanala fiksna su stanja u kojima se signal s 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. Tijekom dekodiranja mnogo je lakše ispraviti takve simbole nego pogrešno identificirane. Na sl. 4 3 prikazuje modele kanala za brisanje u odsutnosti (slika 4.3, a) iu prisutnosti (sl. 4.3, 6) transformacije simbola.
Slični dokumenti
Nositelji patenta RU 2254675:
Modeli kontinuiranog kanala
tako da je izlazni signal predstavljen kaoModeli diskretnih kanala
- binomni koeficijent (broj razne kombinacije l
pogreške u n
-sekvencije).
