Ministero dell'Istruzione e della Scienza della Repubblica del Kazakistan
Società per azioni senza scopo di lucro
"Università dell'energia e delle comunicazioni di Almaty"
Dipartimento di Tecnologie dell'Informazione
LAVORO DEL CORSO
nella disciplina "Tecnologie della comunicazione digitale"
Eseguita:
Alieva D.A.
introduzione
2. Sistema con ROS e trasferimento continuo di informazioni (ROS - np) e blocco
3. Determinazione di n, k, r, con il più alto throughput R
4. Costruzione di circuiti encoder e decoder per il polinomio g (x) selezionato
8. Calcoli degli indicatori di affidabilità dei canali principale e di bypass
9. Scegliere un'autostrada sulla mappa
Conclusione
Bibliografia
introduzione
codice canale ciclico dispositivo
V Di recente i sistemi di trasmissione digitale dei dati stanno diventando sempre più diffusi. Per quanto riguarda Attenzione specialeè dedicato allo studio dei principi di trasmissione dei messaggi discreti. Considerazione di principi e modalità di trasmissione segnali digitali dedicato alla disciplina "Tecnologie della comunicazione digitale", che si basa su discipline precedentemente studiate: "Teoria comunicazione elettrica"," Teoria circuiti elettrici"," Fondamenti di costruzione e CAD di sistemi e reti di telecomunicazioni "," Dispositivi digitali e le basi della tecnologia informatica ", ecc. Come risultato dello studio di questa disciplina, è necessario conoscere i principi della costruzione di sistemi per la trasmissione e l'elaborazione di segnali digitali, hardware e metodi software aumentare l'immunità ai disturbi e la velocità di trasmissione sistemi digitali comunicazione, modalità per aumentare l'uso efficace dei canali di comunicazione. È inoltre necessario essere in grado di effettuare calcoli delle principali unità funzionali, di analizzare l'impatto fattori esterni sull'operatività delle strutture di comunicazione; avere competenze nell'uso dei fondi informatica per calcoli e progettazione di comunicazioni software e hardware.
Il completamento del lavoro del corso contribuisce all'acquisizione di competenze nella risoluzione dei problemi e ad un esame più approfondito delle sezioni del corso "Tecnologie della comunicazione digitale".
Lo scopo di questo lavoro è progettare un percorso di trasmissione dati tra una sorgente e un destinatario di informazioni utilizzando un codice ciclico e un decisivo risposta, trasmissione continua e blocco del ricevitore. Nel lavoro del corso è necessario considerare il principio di funzionamento del dispositivo di codifica e decodifica del codice ciclico. Per la modellazione dei sistemi di telecomunicazione sono ampiamente utilizzati Software... Utilizzando il pacchetto "System View" in conformità con data opzione i circuiti encoder ciclico e decoder devono essere assemblati.
1. Modelli di descrizione parziale di un canale discreto
Nei canali di comunicazione reali, gli errori si verificano per molte ragioni. Sui canali cablati, il maggior numero di errori è causato da brevi interruzioni e rumore impulsivo... Nei canali radio, i rumori di fluttuazione hanno un effetto notevole. Nei canali radio a onde corte, il numero principale di errori si verifica quando il livello del segnale cambia a causa dell'influenza della dissolvenza. In tutti i canali reali, gli errori sono distribuiti in modo molto irregolare nel tempo, motivo per cui anche i flussi di errore sono irregolari.
Esistono molti modelli matematici per un canale discreto. Inoltre inoltre schemi generali e modelli privati di un canale discreto, c'è grande numero modelli che forniscono descrizione parziale canale. Soffermiamoci su uno di questi modelli: il modello di A.P. Purtov.
Formula del modello di canale discreto con errori indipendenti:
Gli errori sono di natura batch, quindi viene introdotto un coefficiente
Usando questo modello, si può determinare la dipendenza della probabilità della comparsa di una combinazione distorta dalla sua lunghezza n e la probabilità della comparsa di combinazioni di lunghezza n con t errori (t La probabilità P (> 1, n) è una funzione non decrescente di n. Per n = 1 P (> 1, n) = Posh La probabilità che si verifichino distorsioni di una parola in codice di lunghezza n: dove è l'indicatore di raggruppamento degli errori. A 0, abbiamo il caso di occorrenza indipendente di errori e a 1, il verificarsi di errori di gruppo (a = 1, la probabilità di distorsioni della combinazione di codici non dipende da n, poiché in ogni combinazione errata vengono ricevuti tutti gli elementi con errore). Nai maggiore importanza d (da 0,5 a 0,7) si osserva su CLS, poiché una breve interruzione porta alla comparsa di gruppi con una maggiore densità di errori. V linee di relè radio, dove, insieme a intervalli di alta densità di errore, si osservano intervalli con errori rari, il valore di d varia da 0,3 a 0,5. Nei canali radiotelegrafici HF, l'indicatore di raggruppamento degli errori è il più piccolo (0,3-0,4). Distribuzione degli errori in combinazioni di diverse lunghezze: stima non solo la probabilità di occorrenza di combinazioni distorte (almeno un errore), ma anche la probabilità di combinazioni di lunghezza n con t errori predeterminati P (> t, n). Di conseguenza, il raggruppamento degli errori porta ad un aumento del numero di combinazioni di codici, affette da errori di maggiore molteplicità. Analizzando tutto quanto sopra, possiamo concludere che quando si raggruppano gli errori, il numero di combinazioni di codici diminuisce data lunghezza n. Questo è comprensibile anche da considerazioni puramente fisiche. Con lo stesso numero di errori, il batch porta alla loro concentrazione su singole combinazioni (il tasso di errore aumenta) e il numero di combinazioni di codici distorte diminuisce. 2. Sistema con ROS e trasferimento continuo di informazioni (ROS-np) e blocco. Nei sistemi POC-np, il trasmettitore trasmette una sequenza continua di combinazioni senza attendere segnali di riconoscimento. Il ricevitore cancella solo quelle combinazioni in cui il risolutore rileva errori e fornisce un segnale di nuova richiesta basato su di esse. Le restanti combinazioni sono emesse da PI non appena ricevute. Quando si implementa un tale sistema, sorgono difficoltà a causa del tempo finito di trasmissione e propagazione dei segnali. Se ad un certo punto la ricezione della parola di codice in cui è stato rilevato l'errore è completata, allora in questo istante la parola di codice successiva è già stata trasmessa tramite il canale di andata. Se il tempo di propagazione del segnale nel canale tc supera la durata della parola di codice nt o, allora entro il tempo t "può essere completata la trasmissione di una o più combinazioni successive alla seconda. Verranno trasmesse altre parole di codice fino al momento ( t") fino a quando non è stato analizzato il segnale di richiesta della seconda combinazione. Quindi, con la trasmissione continua, durante il tempo che intercorre tra il momento della rilevazione dell'errore (t ") e l'arrivo della codeword ripetuta (t" "), si riceveranno h più combinazioni, dove il simbolo [x] indica il più piccolo intero maggiore maggiore o uguale a x. Poiché il trasmettitore ripete solo le combinazioni per le quali viene ricevuto il segnale di ri-richiesta, allora per effetto della ripetizione con un ritardo di h combinazioni, l'ordine delle combinazioni nelle informazioni emesse dal sistema PI sarà diverso dall'ordine in cui le combinazioni di codici arrivano nel sistema. Ma al destinatario i codici devono arrivare nello stesso ordine in cui sono stati trasmessi. Pertanto, per ripristinare l'ordine delle combinazioni nel ricevitore, è necessario disporre di un dispositivo speciale e di una memoria tampone di capacità significativa (almeno ih, dove i è il numero di ripetizioni), poiché sono possibili ripetizioni multiple. Per evitare complicazioni e aggravio di costo dei ricevitori, i sistemi con POS-np sono costruiti sostanzialmente in modo tale che dopo aver rilevato un errore, il ricevitore cancelli la combinazione con errore e sia bloccato per h combinazioni (cioè non riceve h combinazioni successive) e il trasmettitore ripete h ultime combinazioni (combinazione con un errore e h - 1 che lo segue). Tali sistemi con ROS-np sono chiamati sistemi con ROS-npbl bloccanti. Questi sistemi consentono di organizzare la trasmissione continua di combinazioni di codici mantenendone l'ordine. Figura 1 - Schema a blocchi del sistema con ROS 3. Determinazione di n, k, r, al massimo throughput R. La lunghezza del codice n deve essere scelta in modo tale da fornire il massimo portata canale di comunicazione. Quando si utilizza un codice di correzione, la combinazione di codici contiene n bit, di cui k bit sono informativi e r bit sono quelli di controllo: Figura 2 - Schema a blocchi dell'algoritmo di sistema con ROS-npbl Se il sistema di comunicazione utilizza segnali binari (segnali di tipo "1" e "0") e ogni elemento dell'unità non trasporta più di un bit di informazione, allora esiste una relazione tra la velocità di trasferimento delle informazioni e la velocità di modulazione: C = (k/n) * B, (1) dove C è la velocità di trasferimento delle informazioni, bit/s; B - tasso di modulazione, Baud. Ovviamente, più piccolo r, più il rapporto k/n si avvicina a 1, meno C e B differiscono, cioè maggiore è il throughput del sistema di comunicazione. È anche noto che per codici ciclici con distanza minima di codice d 0 = 3 vale la seguente relazione: L'affermazione di cui sopra è valida per d 0 grande, sebbene non ci siano relazioni esatte per le connessioni tra r e n. Sono indicati solo i limiti superiore e inferiore. Da quanto sopra si può concludere che dal punto di vista dell'introduzione di una ridondanza costante nella codeword, è vantaggioso scegliere codeword lunghe, poiché all'aumentare di n aumenta il throughput relativo, tendendo al limite pari a 1: Nei canali di comunicazione reali, ci sono interferenze che portano alla comparsa di errori nelle combinazioni di codici. Quando viene rilevato un errore da un decoder in sistemi con POC, viene richiesto nuovamente un gruppo di combinazioni di codici. Durante la nuova richiesta, le informazioni utili diminuiscono. Si può dimostrare che in questo caso: dove Р 00 è la probabilità di rilevamento dell'errore da parte del decodificatore (la probabilità di ri-chiedere); R PP - la probabilità di ricezione corretta (ricezione senza errori) della combinazione di codici; M è la capacità di memorizzazione del trasmettitore nel numero di combinazioni di codici. A basse probabilità di errore nel canale di comunicazione (P osh.< 10 -3) вероятность Р 00 также мала, поэтому знаменатель мало отличается от 1 и можно считать: Con errori indipendenti nel canale di comunicazione, con: Capacità di memoria: Cartello< >- significa che quando si calcola M, deve essere preso il valore intero più grande più vicino. dove L è la distanza tra le stazioni terminali, km; v è la velocità di propagazione del segnale attraverso il canale di comunicazione, km/s; B - tasso di modulazione, Baud. Dopo le sostituzioni più semplici, finalmente abbiamo È facile vedere che a P osh = 0 la formula (8) si trasforma nella formula (3). In presenza di errori nel canale di comunicazione, il valore di R è funzione di P osh, n, k, B, L, v. Pertanto, esiste un n ottimale (per dati P osh, B, L, v), in corrispondenza del quale il throughput relativo sarà massimo. La formula (8) diventa ancora più complicata nel caso di errori dipendenti nel canale di comunicazione (quando errori di batch). Ricaviamo questa formula per il modello di errore di Purtov. Come mostrato in, il numero di errori t circa in una combinazione di lunghezza n bit è determinato dall'equazione 7.38. Per rilevare un tale numero di errori, troviamo un codice ciclico con una distanza del codice d 0 non inferiore. Pertanto, secondo la formula 7.38, è necessario determinare la probabilità: Come mostrato, con una certa approssimazione, possiamo associare la probabilità alla probabilità che il decoder non rilevi un errore Р HO e al numero di bit di controllo nella combinazione di codice: Sostituendo il valore in (9) con la sostituzione di t circa con d 0 -1, abbiamo: Quando si calcola su microcalcolatrici, è più conveniente utilizzare i logaritmi decimali. Dopo le trasformazioni: Tornando alle formule (6) e (8) e sostituendo k con n-r, tenendo conto del valore di r, dalla formula (11) si ottiene: Il secondo termine della formula (8), tenendo conto del raggruppamento degli errori per il rapporto 7,37, assumerà la forma: Determiniamo la lunghezza ottimale della parola di codice n, che fornisce il massimo throughput relativo R e il numero di bit di controllo r che fornisce la data probabilità di errore non rilevato Roche. Tabella 1 - Probabilità target di errore di Roche non rilevato La tabella 1 mostra che il throughput più elevato R = 0,9127649 fornisce un codice ciclico con parametri n = 511, r = 7, k = 504. Il polinomio generatore di grado r si trova dalla tabella dei polinomi irriducibili (Appendice A a questo ME). Scegliamo, per r = 7, il polinomio g (x) = x 7 + x 4 + x 3 + x 2 +1 4. Costruzione di circuiti encoder e decoder per il polinomio g (x) selezionato a) Costruiamo un codificatore di codice ciclico. Il lavoro dell'encoder alla sua uscita è caratterizzato dalle seguenti modalità: 1. Formazione di k elementi del gruppo di informazioni e contemporaneamente divisione del polinomio che mostra la parte di informazione x r m (x) per il polinomio generatore (generatore) g (x) per ottenere il resto della divisione r (x). 2. Formazione di elementi di controllo r leggendoli dalle celle del circuito divisore x r m (x) all'uscita dell'encoder. Lo schema a blocchi dell'encoder è mostrato in Figura 2. Il ciclo dell'encoder per la trasmissione di n = 511 elementi unitari è di n cicli di clock. Segnali orologio sono formati dal distributore trasmittente, non indicato nello schema. La prima modalità di funzionamento dell'encoder dura k = 504 cicli di clock. Dal primo impulso di clock, il trigger T prende una posizione in cui appare il segnale "1" alla sua uscita diretta, e il segnale "0" appare su quella inversa. Il segnale "1" apre i tasti ( logica I) 1 e 3. Il segnale "0" tasto 2 è chiuso. In questo stato, il trigger e i tasti sono k + 1 cicli di clock, ad es. 505 misure. Durante questo tempo, 504 singoli elementi del gruppo di informazioni k = 504 verranno inviati all'uscita dell'encoder tramite la chiave pubblica 1. Contemporaneamente, tramite la chiave pubblica 3, vengono forniti elementi informativi al dispositivo di divisione del polinomio x r m (x) per g (x). La divisione viene effettuata da un filtro multiciclo con numero di celle pari al numero di bit di controllo (gradi del polinomio generatore). Nel mio caso, il numero di celle è r = 7. Il numero di sommatori nel dispositivo è uguale al numero di termini diversi da zero g (x) meno uno (nota a pagina 307). Nel nostro caso, il numero di sommatori è quattro. I sommatori sono posti dopo le celle corrispondenti ai termini diversi da zero di g (x). Poiché tutti i polinomi irriducibili hanno un termine x 0 = 1, allora il sommatore corrispondente a questo termine viene installato prima della chiave 3 (AND logico). Dopo k = 504 cicli di clock, il resto della divisione r (x) verrà scritto nelle celle del dispositivo di divisione. Sotto l'influenza di k + 1 = impulso di clock 505, il trigger T cambia stato: il segnale "1" appare sull'uscita inversa e "0" appare sull'uscita diretta. Le chiavi 1 e 3 vengono chiuse e la chiave 2 viene aperta. Per i restanti r = 7 cicli di clock, gli elementi del modulo (check group) vengono inviati tramite il tasto 2 all'uscita dell'encoder, sempre a partire dal bit più significativo. Figura 3 - Schema a blocchi dell'encoder b) Costruiamo un dispositivo di decodifica per un codice ciclico. Il funzionamento del circuito di decodifica (figura 3) è il seguente. La combinazione di codice ricevuta, che viene visualizzata dal polinomio P (x), entra nel registro di decodifica e contemporaneamente nelle celle del registro buffer, che contiene k celle. Le celle del registro buffer sono collegate tramite circuiti logici "no", permettendo ai segnali di passare solo se c'è un "1" al primo ingresso e "O" al secondo (questo ingresso è contrassegnato da un cerchio). La combinazione di codice entrerà nell'ingresso del registro buffer attraverso il circuito AND 1. Questo interruttore si apre dall'uscita del trigger T al primo impulso di clock e si chiude con k + 1 impulsi di clock (del tutto analogo al funzionamento del trigger T nel circuito dell'encoder). Quindi, dopo k = 504 cicli di clock gruppo di informazioni gli elementi verranno scritti nel registro del buffer. I circuiti sono NO nella modalità di riempimento del registro sono aperti, perché la tensione dal lato del tasto AND 2 non viene fornita ai secondi ingressi. Contemporaneamente, nel registro di decodifica, la combinazione di codice (polinomio P (x) per il polinomio generatore g (x)) viene divisa durante tutti i n = 511 cicli di clock. Lo schema del registro di decodifica è del tutto analogo allo schema di divisione dell'encoder, discusso in dettaglio sopra. Se, come risultato della divisione, si ottiene un resto zero - la sindrome S (x) = 0, i successivi impulsi di clock cancelleranno elementi di informazione sull'uscita del decodificatore. Se ci sono errori nella combinazione ricevuta, la sindrome S (x) non è uguale a 0. Ciò significa che dopo l'ennesimo (511) ciclo di clock almeno una cella del registro di decodifica verrà scritta "1". Quindi un segnale apparirà all'uscita del circuito OR. Il tasto 2 (circuito AND 2) funzionerà, i circuiti NO del registro buffer verranno chiusi e l'impulso di clock successivo trasferirà tutte le celle del registro allo stato "0". Le informazioni ricevute in modo errato verranno cancellate. Allo stesso tempo, il segnale di cancellazione viene utilizzato come comando per bloccare il ricevitore e chiedere di nuovo. 5. Determinazione del volume informazioni trasmesse W Sia richiesto di trasmettere informazioni in un intervallo di tempo T, che è chiamato velocità di trasmissione delle informazioni. Il criterio di guasto t aperto è la durata totale di tutti i guasti, che è ammissibile per il tempo T. Se il tempo dei guasti durante l'intervallo di tempo T è superiore a t aperto, il sistema di trasmissione dati sarà in uno stato di guasto. Di conseguenza, durante il tempo T lane -t otk è possibile trasmettere C bit informazioni utili... Determinare W per l'R = 0,9281713 precedentemente calcolato, B = 1200 baud, T corsia = 460 s., T aperto = 60 s. W = R * B * (Tper-totk) = 445522 bit 6. Realizzazione dei circuiti dell'encoder e del decoder del codice ciclico in ambiente System View Figura 4 - Encoder a codice ciclico Figura 5 - Segnale di uscita e ingresso dell'encoder Figura 7 - Segnale di ingresso del decodificatore, errore di bit e sindrome di uscita 7. Trovare capacità e costruire un diagramma temporale Troviamo la capacità dell'unità: M =<3+(2 t p /t k)> (13) dove t p è il tempo di propagazione del segnale attraverso il canale di comunicazione, s; t k - la durata della combinazione di codice di n bit, s. Questi parametri si ricavano dalle seguenti formule: t p = L / v = 4700/80000 = 0,005875 s (14) h = 1 + dove t sta = 3t a + 2t p + t ak + t az = 0,6388 + 0,1175 + 0,2129 + 0,2129 = 1,1821 s, dove t ak, t az è il tempo di analisi nel ricevitore, t 0 è la durata di un singolo impulso: h = 1 +<1,1821/511 8,333 10 -4 >=3 8. Calcolo degli indicatori di affidabilità dei canali principale e di bypass La probabilità di errore è nota (P osh = 0,5 10 -3), la probabilità totale sarà la somma delle seguenti componenti p pr - ricezione corretta, p ma - non rilevamento di un errore, p circa - la probabilità di rilevamento dell'errore da parte del decodificatore (la probabilità di ri-chiedere). La dipendenza della probabilità di comparsa di una combinazione distorta dalla sua lunghezza è caratterizzata dal rapporto tra il numero di distorsioni delle combinazioni di codici N osh (n) e il numero totale di combinazioni trasmesse N (n): La probabilità (? 1, n) è una funzione non decrescente di n. Per n = 1 P (? 1, n) = p osh, e per n>? probabilità Р (? 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, Per errori indipendenti nel canale di comunicazione, per n posh<<1: p circa? n elegante (18) p circa = 511 0,5 10 -3 = 255,5 10 -3 La somma delle probabilità deve essere uguale a 1, cioè noi abbiamo: p pr + p ma + p circa = 1 (19) p pr +5,05 10 -3 +255,5 10 -3 = 1 Il diagramma temporale (Figura 9) illustra il funzionamento del sistema con ROS NPbl quando viene rilevato un errore nella seconda combinazione nel caso con h = 3. Come si può vedere dal diagramma, la trasmissione della combinazione AI viene eseguita continuamente fino a quando il trasmettitore non riceve il segnale di richiesta. Dopodiché, il trasferimento delle informazioni dall'IA si interrompe per un tempo t standby e 3 combinazioni a partire dalla seconda. A questo punto, nel ricevitore vengono cancellate h combinazioni: la seconda combinazione in cui è stato rilevato un errore (contrassegnata da un asterisco) e 3 combinazioni successive (ombreggiate). Ricevute le combinazioni inviate dal dispositivo di memorizzazione (dalla seconda alla quinta compresa), il ricevitore emette il proprio PI, e il trasmettitore continua a trasmettere la sesta e le successive combinazioni. Figura 8 - Diagrammi temporali del sistema con ROS-npbl 9. Scegliere un'autostrada sulla mappa Figura 9 - Autostrada Aktyubinsk - Almaty - Astana Conclusione Durante il corso è stata considerata l'essenza del modello della descrizione parziale del canale discreto (il modello di Purtov L.P.), nonché un sistema con feedback decisivo, trasmissione continua e blocco del ricevitore. I valori forniti sono stati utilizzati per calcolare i parametri di base del codice ciclico. In accordo con loro, è stato scelto il tipo del polinomio generatore. Per questo polinomio, i circuiti dell'encoder e del decoder sono costruiti con una spiegazione dei principi del loro funzionamento. Gli stessi schemi sono stati implementati utilizzando il pacchetto "System View". Tutti i risultati degli esperimenti sono presentati sotto forma di cifre che confermano il corretto funzionamento dei circuiti di codifica e decodifica assemblati. Per il canale di trasmissione dati discreto forward e reverse sono state calcolate le caratteristiche principali: la probabilità di non rilevabilità e rilevata dal codice ciclico dell'errore, ecc. Per il sistema ROS npbl, i diagrammi temporali sono stati costruiti secondo i parametri calcolati spiegando il principio di funzionamento di questo sistema. Sono stati selezionati due punti sulla carta geografica del Kazakistan (Aktyubinsk - Almaty - Astana). L'autostrada lunga 4700 km scelta tra di loro è stata divisa in sezioni lunghe 200-700 km. Per una rappresentazione visiva, nell'opera viene presentata una mappa. Analizzando l'indicatore di raggruppamento degli errori specificato, possiamo dire che il calcolo principale è stato effettuato nel lavoro per la progettazione delle linee di comunicazione via cavo, poiché, ad es. si trova nell'intervallo 0,4-0,7. Bibliografia 1 B. Sklyar Comunicazione digitale. Fondamenti teorici e applicazioni pratiche: 2a ed. / Per. dall'inglese M .: Casa editrice "Williams", 2003. 1104 p. 2 Prokis J. Comunicazione digitale. Radio e comunicazione, anni 2000-797. 3 A.B. Sergio. Elaborazione del segnale digitale: un libro di testo per le università. - M.: 2002. 4 Normativa del marchio. Lavoro educativo. Requisiti generali per la costruzione, la presentazione, il design e il contenuto. FS RK 10352-1910-U-e-001-2002. - Almaty: AIPET, 2002. 5 1 Shvartsman V.O., Emelyanov G.A. Teoria del trasferimento informazioni discrete... - M.: Comunicazione, 1979.-424 p. 6 Trasferimento di messaggi discreti / Ed. V.P. Shuvalov. - M .: Radio e comunicazione, 1990 .-- 464 p. 7 Emelyanov G.A., Shvartsman V.O. Trasferimento di informazioni discrete. - M .: Radio e comunicazione, 1982 .-- 240 p. 8 Purtov L.P. e altri Elementi della teoria della trasmissione dell'informazione discreta. - M .: Comunicazione, 1972 .-- 232 p. 9 Kolesnik V.D., Mironchikov E.T. Decodifica di codici ciclici. - M.: Comunicazione, 1968. Modello a descrizione parziale di un canale discreto (modello di L. Purtov). Determinazione dei parametri del codice ciclico e del polinomio generatore. Costruzione di un dispositivo di codifica e decodifica. Calcolo delle caratteristiche del canale di trasmissione dati principale e di bypass. tesina, aggiunta il 03/11/2015 Modelli di descrizione parziale di un canale discreto. Sistema con ROS e trasferimento continuo di informazioni (ROS-np). La scelta della lunghezza ottimale della parola di codice quando si utilizza il codice ciclico nel sistema con POC. La lunghezza del codice. tesina, aggiunta il 26/01/2007 Sistemi tecnici per la raccolta di informazioni telemetriche e la custodia di oggetti fissi e mobili, metodi per garantire l'integrità delle informazioni. Sviluppo di un algoritmo e di uno schema per il funzionamento dell'encoder. Calcolo dell'efficienza tecnica ed economica del progetto. tesi, aggiunta il 28/06/2011 Ricerca e specifiche sull'utilizzo del codice inverso e di Hamming. Schema a blocchi di un dispositivo di trasmissione dati, suoi componenti e principio di funzionamento. Simulazione di un sensore di temperatura e di un encoder e decoder per codice inverso. tesina aggiunta 30/01/2016 Progettare un percorso di trasmissione dati a media velocità tra due sorgenti e due destinatari. Assemblaggio di un circuito utilizzando il pacchetto "System View" per la modellazione di sistemi di telecomunicazione, codifica e decodifica del codice ciclico. tesina aggiunta 03/04/2011 Calcolo del numero di canali in autostrada. Scelta di un sistema di trasmissione, determinazione della capacità e calcolo strutturale di un cavo ottico. Selezione e caratteristiche del percorso autostradale interurbano. Calcolo del segnale, apertura numerica, frequenza normalizzata e numero di modi. tesina, aggiunta il 25/09/2014 Modello a descrizione parziale di un canale discreto, modello di L.P. Purtov. Schema a blocchi del sistema con ROSnp e schema a blocchi ea blocchi dell'algoritmo di funzionamento del sistema. Costruzione di un circuito encoder per il polinomio generatore selezionato e spiegazione del suo funzionamento. tesina, aggiunta il 19/10/2010 Classificazione dei sistemi di sincronizzazione, calcolo dei parametri con addizione e sottrazione di impulsi. Costruzione di un encoder e di un decoder di un codice ciclico, schema di sistemi con retroazione e in attesa di un canale di ritorno non ideale, calcolo della probabilità di errore. tesina, aggiunta il 13/04/2012 L'essenza del codice di Hamming. Circuiti di un codificatore per quattro bit di informazione e un decodificatore. Determinazione del numero di cifre di controllo. Costruzione di un codice correttore di Hamming con un'unica correzione di errore per dieci bit di informazione. tesina aggiunta 01/10/2013 Studio di modelli e metodi di trasmissione dei messaggi sui canali di comunicazione e risoluzione del problema dell'analisi e della sintesi dei sistemi di comunicazione. Progettare un percorso di trasmissione dei dati tra la fonte e il destinatario delle informazioni. Modello di descrizione parziale per un canale discreto.
L'invenzione riguarda il campo della tecnologia della comunicazione e può essere utilizzata per simulare un canale di comunicazione discreto con errori indipendenti e di raggruppamento. L'essenza dell'invenzione sta nel fatto che viene determinato l'insieme di stati del canale di comunicazione s 0, s 1, ..., s m-1 e le probabilità condizionali P (e / s) del verificarsi di un errore in ogni stato s >> i = 0, .. ., m-1 canale di comunicazione e in accordo con la probabilità di errore condizionale per stato attuale canale di comunicazione ricevere errori nel canale di comunicazione, determinando la probabilità di occorrenza di un intervallo privo di errori p (0 i) con una lunghezza di i bit, secondo il quale, in base alle probabilità p (0 i), le probabilità condizionate p (0 i 1/11), p (0 i 1/01) intervalli privi di errori di lunghezza i bit in ogni momento attuale e prima di questo momento, a condizione che vengano utilizzati due stati del canale di comunicazione per generare errori, corrispondenti ad una combinazione di errori 11 o 01, generano un intervallo uniformemente distribuito da 0 a 1 è un numero casuale p, le probabilità condizionate p (0 i 1/11), p (0 i 1/01) vengono sommate , partendo da i = 0, e di conseguenza si ottiene una sequenza 0 k 1 che costituisce il bitstream degli errori del canale di comunicazione. Risultato tecnico, ottenuto con l'attuazione dell'invenzione, è quello di aumentare la velocità. 1 scheda. L'invenzione riguarda il campo della tecnologia della comunicazione e può essere utilizzata per simulare un canale di comunicazione discreto con errori indipendenti e di raggruppamento. Il metodo descritto in questa applicazione può essere utilizzato per simulare un canale di comunicazione binario simmetrico e consente di ottenere un flusso di bit di errori necessari per testare le apparecchiature di trasmissione dati. Per confronto modi possibili costruendo un sistema di comunicazione e prevedendo le sue caratteristiche senza prove sperimentali dirette, è necessario avere diverse caratteristiche dei canali in esso inclusi. Una descrizione di un canale che consente di calcolare o stimare le sue caratteristiche è chiamata modello di canale. In tutto il mondo i dispositivi di telecomunicazione sono accuratamente testati per la conformità ai requisiti per la connessione alla rete di comunicazione (C1-PM e C1-FL in Russia; FCC Part 65, Part 15 negli USA; BS6305 nel Regno Unito). I test vengono eseguiti in centri e laboratori di certificazione del Ministero delle Comunicazioni, Ministero delle Ferrovie, FAPSI, Ministero degli Interni, Ministero della Difesa, ecc. - in tutti i reparti che dispongono di propri canali di comunicazione. grandi banche, dipartimenti governativi, i proprietari delle reti di trasmissione dati - tutti coloro che sfruttano attivamente le strutture di trasmissione dei dati sono costretti a svolgere i loro test comparativi. Gli utenti sono interessati alla resistenza dei dispositivi a varie interferenze e distorsioni. Per eseguire tale test comparativi vengono utilizzati vari modelli di canali di comunicazione, che consentono di ricevere un flusso di bit di errori del canale di comunicazione. In molti casi, il collegamento è determinato dalle statistiche di blocco degli errori di collegamento. La statistica a blocchi degli errori del canale di comunicazione è intesa come la distribuzione P (t, n) delle probabilità t di errori in un blocco di lunghezza n bit per significati diversi t e n (t≤n). Ad esempio, il modello del canale di comunicazione Purtov è specificato dalle statistiche di blocco degli errori del canale di comunicazione. Il metodo proposto consente, sulla base delle statistiche a blocchi degli errori di canale di comunicazione, di ottenere un flusso di bit di errori di canale necessario per testare vari dispositivi. È noto un metodo per modellare un canale di comunicazione con errori indipendenti, in cui prima si calcola la probabilità di errore media per bit nel canale e poi, in accordo con tale probabilità, si ottengono errori nel canale di comunicazione. Lo svantaggio di questo metodo è l'ambito limitato della sua applicazione, poiché la distribuzione degli errori nei canali di comunicazione reali differisce significativamente dalla distribuzione degli errori indipendenti. Il più vicino al metodo proposto è un metodo per modellare un canale di comunicazione con errori di raggruppamento secondo il modello del canale di Markov (prototipo), che consiste nel fatto che prima l'insieme di stati del canale di comunicazione s 0, s 1, .. ., si determina s m-1 e si calcolano le probabilità condizionate P (e/si) al verificarsi di un errore in ciascuno stato si, i = 0, ..., m-1 del canale di comunicazione. Inoltre, in accordo con la probabilità di errore condizionale per lo stato attuale del canale di comunicazione, si ottengono errori nel canale di comunicazione. In questo caso, lo stato successivo del canale di comunicazione è determinato dalle probabilità di transizione P (s j / s i), corrispondenti alla transizione dallo stato attuale s i agli stati successivi del canale di comunicazione s j. Lo svantaggio di questo metodo è alta complessità modellare un canale di comunicazione basato sulle statistiche di blocco di un canale di comunicazione, poiché quando si costruisce un modello Markov basato sulle statistiche di blocco di un canale di comunicazione, è necessaria una grande quantità di calcolo per determinare i parametri del modello Markov. Inoltre, in molti casi, per ottenere una precisione accettabile, il modello di Markov avrà un gran numero di stati, il che complica l'ottenimento delle statistiche bit per bit del canale di comunicazione. Inoltre, questo metodo ha prestazioni basse a causa del fatto che in ogni stato del canale di comunicazione viene generato solo un bit del flusso di errore e quindi viene presa la decisione di passare allo stato successivo. Scopo dell'invenzione è semplificare la modellazione del canale di comunicazione ricavando il flusso di errore direttamente dalle statistiche di blocco del canale di comunicazione e aumentandone la velocità, poiché in ogni stato del canale di comunicazione può essere generata una sequenza di errore, costituita da uno o più bit, e solo dopo si decide di passare al successivo lo stato del canale di comunicazione. Per raggiungere l'obiettivo, viene proposto un metodo, che consiste nel fatto che prima determina l'insieme di stati del canale di comunicazione s 0, s 1, ..., s m-1 e calcola le probabilità condizionate P (e / si ) del verificarsi di un errore in ciascuno stato si, i = 0, ..., m-1 canale di comunicazione. Inoltre, in accordo con la probabilità di errore condizionale per lo stato attuale del canale di comunicazione, si ottengono errori nel canale di comunicazione. La novità è che ogni stato del canale di comunicazione corrisponde a un evento di accadimento una certa combinazione errori si = 0 i 1 in momenti precedenti l'ora corrente, dove 0 i 1 = 0 ... 01 è una combinazione binaria composta da i posizioni consecutive in cui non c'è errore, e una posizione in cui si verifica un errore, mentre per ciascuno degli stati del canale di comunicazione, vengono calcolate le probabilità condizionali P (0 k 1 / si) e gli errori nel canale di comunicazione sono ottenuti sotto forma di una sequenza della forma 0 k 1 secondo la probabilità condizionata P (0 k1/se). Consideriamo l'implementazione del metodo proposto per modellare un canale di comunicazione usando l'esempio di costruire un modello modificato di un canale di comunicazione secondo Purtov. Il modello modificato del canale di comunicazione secondo Purtov è fissato dalle statistiche di blocco del canale di comunicazione. Secondo il modello modificato del canale di comunicazione secondo Purtov, la probabilità di t e più errori (t≥2) in un blocco di lunghezza n bit è espressa dalla formula: dove p è la probabilità di errore medio (p<0.5), a è il fattore di raggruppamento degli errori (0≤a≤1), il valore a = 0 corrisponde approssimativamente a un canale con errori indipendenti e = 1 - a un canale quando tutti gli errori sono concentrati in un gruppo, La probabilità di distorsione del codice è Questo modello di errori è determinato solo da due parametri pe a, e per vari parametri del modello descrive accuratamente molti canali di comunicazione reali. Le statistiche di blocco di questo canale di comunicazione sono determinate dall'equazione La statistica a blocchi del canale consente in molti casi di ricavare semplicemente varie caratteristiche del sistema di comunicazione, ad esempio per determinare l'affidabilità della ricezione di messaggi protetti da un codice correttore di errori. La probabilità di ricezione corretta di un codice correttore di errori che corregge t errori e ha una lunghezza di blocco n è stimata dalla formula: Sfortunatamente, l'assegnazione di statistiche a blocchi di un canale di comunicazione in un modello modificato di un canale di comunicazione secondo Purtov causa notevoli difficoltà nell'ottenere un bitstream di errori necessario per testare le apparecchiature di trasmissione dati. Pertanto, viene proposto un metodo che genera un flusso di bit di errori che soddisfa le statistiche di blocco del canale di comunicazione, in particolare le statistiche di blocco del modello modificato del canale di comunicazione secondo Purtov. Considera un canale binario bilanciato. Sia p (0 i) la probabilità di occorrenza di un intervallo privo di errori di lunghezza i-bit, i = 0,1, .... Questa probabilità è calcolata in base alla formula (2) p (0 i) = 1-P (≥1, i). Quando si costruisce un modello di canale da dati sperimentali, la distribuzione di probabilità delle lunghezze degli intervalli privi di errori è determinata direttamente dalle statistiche di errore di un canale di comunicazione reale. In base alla distribuzione di probabilità p (0 i), vengono quindi calcolate le seguenti distribuzioni di probabilità p (0 i 1), p (10 i 1), p (10 i 11), dove 1 indica un bit errato. Queste probabilità sono calcolate secondo le seguenti regole ricorrenti dove Giusto Il metodo proposto utilizza le probabilità condizionate dove le probabilità incondizionate p (10 i + 1 1) e p (110 i 1) sono calcolate dalle formule (5) e (7), rispettivamente, e p (11) = 1-2 × p (0) + p ( 00) e p (01) = p (0) - p (00). Le probabilità condizionali p (0 i 1/11) e p (0 i 1/01) impostano le probabilità di intervalli privi di errori di lunghezza i bit, a condizione che il modello abbia generato una combinazione di 11 o 01 prima di questo e solo due stati del canale di comunicazione vengono utilizzati per generare errori, corrispondenti a combinazioni di errori 11 e 01. Nel nostro modello, solo tali combinazioni di errori possono verificarsi in momenti precedenti al momento corrente, poiché vengono generate sequenze della forma 0 i 1. Per i = 0, lo stato del canale di comunicazione corrisponderà alla combinazione 11, e per i> 0 - stato 01. Determinato lo stato del canale di comunicazione nell'ora corrente, quindi, utilizzando le formule (8) e (9), calcoliamo le probabilità condizionate p (0 i 1/11) e p (0 i 1/01) e, in accordo con queste probabilità, determiniamo la sequenza della forma 0 k 1, che è il flusso di bit degli errori nella comunicazione canale. Contemporaneamente, dapprima, viene generato un numero casuale p distribuito uniformemente nell'intervallo da 0 a 1 e vengono sommate le probabilità condizionate p (0 i 1/11) o p (0 i 1/01), partendo da i = 0, e come risultato, la successione 0 k 1, che viene scelta secondo la seguente regola dove il carattere # può essere 0 o 1. Si noti che per aumentare la velocità del modello di canale, la lunghezza degli intervalli k non distorti per ogni numero casuale p preso con qualche errore ammissibile può essere calcolata in anticipo prima di iniziare la simulazione e inserita in una tabella, il cui input sarà il valore di p, e l'output è la lunghezza dell'intervallo non distorto k. Nel processo di modellazione, le lunghezze degli intervalli non distorti saranno quindi determinate dalla visualizzazione della tabella dipendenza funzionale tra p e k. Poiché il volume della tabella è limitato, la "coda" della distribuzione, che mostra la relazione tra p e k, che non è inclusa nella tabella, dovrebbe essere approssimata da un'opportuna relazione analitica, ad esempio una relazione direttamente proporzionale (retta). In questo caso, gli eventi corrispondenti alla "coda" della distribuzione, di regola, sono improbabili e l'errore di approssimazione non influisce in modo significativo sull'accuratezza della modellazione. Esempio. La tabella mostra le statistiche di blocco P 1 (t, n) del modello modificato del canale di comunicazione secondo Purtov, calcolato utilizzando le formule (1) e (2), e statistiche simili P 2 (t, n) del flusso di errore per il metodo proposto per modellare il canale di comunicazione. I parametri del modello modificato del canale di comunicazione secondo Purtov: p = 0,01, a = 0,3, lunghezza del blocco n = 31, il volume del flusso di errore era di 1.000.000 di bit. Il test statistico di bontà di adattamento chi-quadrato per le distribuzioni di probabilità teorica P 1 (t, n) e sperimentale P 2 (t, n) sarà χ 2 = 0,974, il che indica un alto grado di approssimazione del modello proposto e il modello modificato del canale di comunicazione secondo Purtov. Nel metodo proposto, il flusso di bit di errori del canale di comunicazione è ottenuto direttamente sulla base delle statistiche a blocchi del canale di comunicazione, in particolare, il metodo si basa sull'utilizzo di statistiche di intervalli non distorti. In molti casi, questo semplificherà la costruzione del modello di canale. Ad esempio, per confronto, il modello di Markov del modello modificato del canale di comunicazione secondo Purtov, che consente di generare un flusso di bit di errori e fornire una precisione accettabile, avrà almeno 7 stati. Il numero di parametri indipendenti di tale modello è, di conseguenza, non inferiore a 49. Inoltre, per ottenere i parametri del modello di Markov dalle statistiche dei blocchi, è necessaria una grande quantità di calcoli. Il metodo considerato, anche quando si genera un flusso di errori basato su due soli stati del canale di comunicazione, fornisce un'elevata precisione del modello, che semplifica l'implementazione del metodo. Inoltre, in ogni stato del canale, una sequenza di errori della forma 0 k 1, costituita da uno o Di più bit, che aumenta la velocità del metodo. Il risultato tecnico raggiunto del metodo proposto per la modellazione di un canale di comunicazione è quello di semplificare la sua implementazione e aumentare la velocità. Fonti di informazione 1. Zeliger N.B. Nozioni di base sulla trasmissione dei dati. Libro di testo per le università, M., Comunicazione, 1974, p.25. 2. Blokh E.L., Popov O.V., Torino V.Ya. Modelli sorgente di errore nei canali di trasmissione informazioni digitali... M.: 1971, pagina 64. 3. Samoilov V.M. generalizzato modello analitico canale con distribuzione a gruppi degli errori. Questioni di elettronica radio, ser. OV, no. 6, 1990. Un metodo per modellare un canale di comunicazione, che consiste nel determinare l'insieme di stati del canale di comunicazione s 0, s 1, ..., s m-1 e calcolare le probabilità condizionate P (e / si) del verificarsi di un errore in ciascuno stato si, dove i = 0 , ..., m-1 canale di comunicazione, e in accordo con la probabilità di errore condizionale per lo stato attuale del canale di comunicazione, si ottengono errori nel canale di comunicazione, caratterizzato dal fatto che il si determina la probabilità di occorrenza di un intervallo privo di errori p (0 i) di lunghezza i bit, in base alla quale sulla base delle probabilità p (0 i) secondo le regole ricorrenti, le probabilità condizionate p (0 i 1 /11), vengono calcolati p (0 i 1/01) di intervalli privi di errori di lunghezza i bit in ogni istante di tempo corrente e prima di questo istante di tempo, a condizione che per generare errori si utilizzino due stati del canale di comunicazione , corrispondente ad una combinazione di errori 11 o 01, genera un numero casuale p distribuito uniformemente nell'intervallo da 0 a 1, somma delle probabilità condizionate p (0 i 1/11), p (0 i 1/01) a partire da i = 0, e come risultato otteniamo Viene emessa la sequenza 0 k 1 che costituisce il bitstream degli errori del canale di comunicazione. Brevetti simili: L'invenzione riguarda sistemi di codifica e decodifica. ... L'invenzione riguarda tecnologia informatica e la tecnica di ricezione della trasmissione dei messaggi e può essere utilizzata per aumentare l'affidabilità della ricezione informazioni coerenti Lo scopo dell'invenzione è quello di migliorare l'affidabilità della ricezione di informazioni sequenziali. L'invenzione riguarda il campo della codifica di informazioni discrete e può essere utilizzata per trasferire informazioni. Il risultato tecnico è quello di aumentare l'affidabilità della trasmissione delle informazioni. Il metodo si basa sulla conversione delle informazioni codificate in relazioni di fase di due segmenti di sequenze ricorrenti sul lato trasmissione e trasformazioni inverse dalla parte ricevente. 6 malati L'invenzione riguarda il campo informazioni di sicurezza... Risultato tecnico - alto livello protezione crittografica dei processi di negoziazione dalla loro intercettazione mediante l'utilizzo di algoritmi di codifica crittografica. Metodo di crittografia/decrittografia segnali analogici, costituito da un flusso di aree con n-set di dati digitalizzati di cicli di quantizzazione secondo Kotelnikov è che durante la crittografia, viene formato un frame di crittografia dall'area del flusso di dati in entrata con la dimensione di n-cicli di quantizzazione, quindi da questi n cicli di quantizzazione un numero sufficiente di cicli di quantizzazione codificati che hanno caratteristiche distintive dagli altri cicli di quantizzazione dei frame di crittografia, quindi i frame di crittografia sono soggetti ad una relativa permutazione del loro ordine in accordo con la chiave di crittografia, che è un array di un insieme di parole del codice di controllo questo algoritmo codifica crittografica e in passo dopo passo la conversione da digitale ad analogico sotto forma di un flusso continuo di frame di crittografia che seguono inseparabilmente viene emessa al canale di comunicazione come segnale analogico di uscita simile al rumore. Sul feste adottive e della decifratura del canale di comunicazione Il processo di decifratura del flusso di dati in ingresso inizia con l'operazione passo passo dei cicli di quantizzazione per la ricerca e la separazione del frame di crittografia dal flusso di dati in ingresso, utilizzando la distribuzione dei cicli di quantizzazione codificati aventi i loro proprie caratteristiche distintive corrispondenti alla chiave di crittografia. In queste operazioni passo-passo di ricerca e determinazione della trama di crittografia, viene applicato il processo di calcolo della funzione di correlazione di corrispondenza degli insiemi di parole di codice delle chiavi dei lati trasmittente e ricevente, mentre l'array dell'insieme di parole di codice di la chiave di decrittazione è un algoritmo per la decodifica crittografica dei dati crittografati in entrata. Dopo aver determinato il frame di crittografia dal flusso di dati in ingresso e aver abbinato il set di parole chiave del codice, i segnali analogici di uscita decodificati ripristinati vengono generati mediante conversione da digitale ad analogico comunicazione vocale... Per proteggere i codici della chiave di crittografia da possibili letture e "hacking" all'ingresso del canale trasmittente, viene fornito un programma speciale per il filtraggio di sbarramento digitale del flusso di dati in ingresso, nonché la possibilità di utilizzare un largo numero opzioni chiave di crittografia. 2 n.p. volare. L'invenzione riguarda il campo delle comunicazioni radio. Il risultato tecnico è un aumento della velocità di trasmissione dei dati valutando la probabilità di un errore per bit durante la codifica utilizzando un blocco lineare di un codice correttore di errori. Un metodo per stimare la probabilità di un errore per bit, in cui una sorgente di messaggio genera una sequenza di bit e la trasmette all'ingresso di un codificatore, in cui una sequenza viene codificata utilizzando un codice a blocchi lineare per ottenere una parola di codice di lunghezza n bit, e dall'uscita la parola di codice viene trasmessa all'ingresso di un modulatore, in cui modula e ottieni segnale informativo, trasmettere un segnale al canale di comunicazione, e dall'uscita del canale di comunicazione trasmettere un segnale all'ingresso del demodulatore, in cui si ottiene un codeword ricevuto, che può contenere errori dovuti alla presenza di distorsioni nel canale di comunicazione, trasmettere la parola di codice all'ingresso del decoder, in cui viene decodificata la combinazione e ottenere parola d'informazione, oltre al numero q di errori rilevati e dalla prima uscita del decodificatore trasmettono la parola informativa all'ingresso del destinatario del messaggio, e dalla seconda uscita del decodificatore trasmettono il numero q pari al numero di errori rilevati da il decoder nel ricevuto parola in codice, all'ingresso del blocco di controllo. 1 malato L'invenzione riguarda il campo della tecnologia della comunicazione e può essere utilizzata per simulare un canale di comunicazione discreto con errori indipendenti e di raggruppamento V caso generale i canali sono classificati in base alla natura dei segnali di ingresso e di uscita. Un canale è chiamato continuo (per livelli di segnale) se l'insieme dei segnali di ingresso e di uscita non è numerabile. Se l'insieme dei segnali con tempo discreto in ingresso e in uscita è finito (in livelli), il canale è detto discreto. Un canale è detto semicontinuo se è discreto in ingresso e continuo in uscita. I canali radio contenenti un collegamento radio - spazio aperto, sono, in linea di principio, canali continui. I canali radio reali sono molto diversi in termini di proprietà e caratteristiche. Al fine di semplificare il compito di determinare le caratteristiche statistiche dei segnali osservati alle uscite dei canali, in molti casi è consigliabile utilizzare modelli tipici canali reali che mostrano le loro proprietà più essenziali. Per impostare un modello matematico è sufficiente indicare le restrizioni imposte all'insieme dei possibili segnali di ingresso e, cosa particolarmente importante, le caratteristiche probabilistiche delle oscillazioni in uscita. Consideriamo dapprima i modelli di canale continuo più tipici e diffusi. Questi modelli sono di interesse per la trasmissione di segnali da sorgenti sia continue che discrete. In quanto segue, assumeremo che tutti i modelli rappresentino canali con rumore gaussiano additivo n (t)
avente aspettativa matematica nulla e una data funzione di correlazione. Il modello più tipico è con rumore bianco, che si avvicina al rumore della fluttuazione termica, che è inevitabilmente presente in tutti i canali reali. Un canale con un segnale noto con precisione. Il segnale di uscita del canale è Si assume che la forma d'onda s (t)
, fattore di intensità UN
e sono noti il ritardo (in particolare, che corrisponde ad una variazione del riferimento temporale all'uscita del canale). Qui la distribuzione del segnale x è gaussiana. Questo modello è applicabile al radar in condizioni ideali quando la portata, la velocità e l'RCS dell'oggetto sono costanti. Può essere utilizzato anche per approssimare canali radiotelegrafici satellitari, nonché per canali radio con parametri a lenta variazione, per i quali i valori UN
e può essere previsto con ragionevole accuratezza. Un canale con una fase del segnale casuale. A differenza del precedente, il ritardo è variabile casuale... Per segnali a banda stretta s (t)
con la frequenza centrale dello spettro, l'espressione per il segnale di uscita è rappresentata come dove e sono funzioni coniugate di Hilbert; - fase iniziale casuale. Tipicamente, si assume che la fase sia distribuita uniformemente nell'intervallo. Questo modello può essere utilizzato per gli stessi canali del precedente se la fase iniziale dei segnali all'uscita del canale fluttua per un motivo o per l'altro (instabilità della frequenza dell'oscillatore, fluttuazioni nella lunghezza del percorso di propagazione del segnale). Nei canali di comunicazione radio con una fase casuale, spesso anche l'ampiezza è casuale. UN
... Con i cambiamenti di Rayleigh nell'ampiezza e nella fase equiprobabile, le componenti di quadratura sono variabili casuali gaussiane. Con un segnale noto con precisione s (t)
Il canale in esame può essere chiamato canale gaussiano con un segnale quasi deterministico, cioè un segnale di forma nota, il cui numero finito di parametri è casuale. Canale radiotelegrafico con interferenza intersimbolica. L'interferenza intersimbolica dei segnali radiotelegrafici è una conseguenza della dispersione dei segnali nel tempo. Si manifesta nel fatto che il segnale utile all'uscita del canale, descritto da un'espressione generale della forma è il risultato della sovrapposizione delle risposte del canale all'azione di segnali della stessa forma che arrivano al canale con ritardi temporali differenti. L'interferenza intersimbolica è principalmente una conseguenza della non linearità della risposta di fase del canale di trasmissione. Nei canali radio di diverse lunghezze d'onda, la causa dell'interferenza intersimbolica è spesso la propagazione multipercorso delle onde radio. Un canale con un segnale quasi deterministico e influenze interferenti estranee. Nel canale, sullo sfondo del rumore gaussiano bianco, c'è un segnale di forma nota con parametri casuali e un insieme di segnali interferenti Questo modello è applicabile per canali radio che trasmettono segnali da sorgenti di messaggi discreti in condizioni di forte sovraccarico del canale con segnali estranei con la stessa struttura, nonché in condizioni di creazione di interferenze attive deliberate. Canale gaussiano con segnale casuale... Il segnale all'uscita del canale è rappresentato come dove sia il rumore che il segnale sono processi casuali. Si presume spesso che il segnale S
e quindi X
distribuito secondo la legge gaussiana. In alcuni casi, il modello gaussiano descrive in modo soddisfacente i canali di trasmissione dei messaggi da sorgenti continue utilizzando la modulazione di ampiezza. Canale con un segnale strutturalmente deterministico e influenze estranee interferenti... Per segnale strutturalmente deterministico si intende un segnale radio di cui sono note le caratteristiche della portante e il tipo di modulazione, mentre il segnale modulante A)
è un processo casuale continuo con caratteristiche statistiche note. In generale, il segnale all'uscita del canale può essere rappresentato come Il modello in esame differisce dal modello di canale con segnali quasi deterministici solo per la natura dell'insieme di parametri casuali codificati in segnali radio di struttura e forma note. I modelli di un canale discreto nello studio teorico dei sistemi radio sono di notevole interesse, poiché l'immunità al rumore dei sistemi sotto l'influenza di intense interferenze è in gran parte determinata dai metodi di codifica e decodifica dei segnali modulanti e demodulati. Quando si risolvono questi problemi, è consigliabile utilizzare semplici modelli di canali discreti, nella cui costruzione non vengono prese direttamente in considerazione le proprietà di un canale continuo. In un canale discreto, gli ingressi e le uscite sono treni di impulsi che rappresentano un flusso di simboli di codice. Pertanto, nel modello a canale discreto, insieme alle restrizioni sui parametri del set possibili segnali in ingresso è sufficiente indicare la distribuzione delle probabilità condizionate del segnale di uscita per un dato segnale di ingresso. Per determinare l'insieme dei segnali in ingresso è sufficiente indicare il numero m
caratteri diversi, numero n
impulsi nella sequenza e, se necessario, la durata Lattina
e fuori
ogni impulso all'ingresso e all'uscita del canale. Di norma, queste durate sono le stesse, in modo che le durate di any n
- sequenze all'ingresso e all'uscita. A causa dell'effetto del rumore nel canale, i treni di impulsi all'ingresso e all'uscita del canale potrebbero essere diversi. In generale, per qualsiasi n
è necessario indicare la probabilità che durante la trasmissione di una sequenza V
l'output sarà un'implementazione specifica della sequenza casuale V
. Visto qui n
-sequenze possono essere rappresentate da vettori in m n
spazio euclideo -dimensionale, in cui le operazioni di "addizione" e "sottrazione" sono intese come sommatoria bit a bit modulo m
e la moltiplicazione per un intero è definita in modo simile. In questo spazio è opportuno introdurre in considerazione il "vettore di errore" E
, che dovrebbe essere inteso come la differenza bit a bit tra i vettori di ingresso (trasmesso) e di uscita (ricevuto), o altrimenti, rappresentare il vettore ricevuto come la somma del vettore trasmesso e del vettore di errore:, dove il vettore di errore casuale E
svolge il ruolo di intralcio in un certo senso n (t)
nel modello a canale continuo. Vari modelli canale discreto differiscono nella distribuzione di probabilità del vettore di errore. Nel caso generale, la distribuzione di probabilità E può dipendere dall'implementazione del vettore. Il vettore di errore acquisisce un'interpretazione particolarmente chiara nel caso di un canale binario, quando m
= 2. L'aspetto del simbolo 1
ovunque nel vettore di errore indica la presenza di un errore nel bit corrispondente del trasmesso n
-sequenze. Il numero di caratteri diversi da zero nel vettore di errore è chiamato peso del vettore di errore. Il modello più semplice di un canale discreto è un canale simmetrico senza memoria. Questo è un canale in cui ciascuno trasmette codice carattere può essere confuso con una probabilità fissa R
e correggi con probabilità q = 1 - p
, e in caso di errore, al posto del simbolo trasmesso, può essere ricevuto con uguale probabilità qualsiasi altro simbolo, cioè >
(2.13) Il termine "memoria esaurita" significa che la probabilità che si verifichi un errore in qualsiasi bit della sequenza n non dipende da quali caratteri sono stati trasmessi prima di questo bit e da come sono stati ricevuti. La probabilità di qualsiasi n
vettore di errore di peso dimensionale io
in questo canale è La probabilità di quello che è successo io
eventuali errori localizzati casualmente lungo il n
-sequenze, determinate dalla legge di Bernoulli (2.14) dove Il modello di un canale simmetrico senza memoria (canale binomiale) è una buona approssimazione di un canale con rumore bianco additivo con un moltiplicatore di intensità del segnale costante. Riso. 1, a mostra un grafico che mostra le probabilità di transizione in un canale binario simmetrico senza memoria. In un canale single-ended senza memoria, gli errori si verificano anche indipendentemente l'uno dall'altro, tuttavia le probabilità di transizione dei simboli 1 a 0 e viceversa quando il segnale passa nel canale sono diverse. Il grafico corrispondente delle probabilità di transizione in questo canale è mostrato in Fig. 1, b. Per dare una descrizione matematica del canale è necessario e sufficiente indicare l'insieme dei segnali che possono essere alimentati al suo ingresso e, per ogni segnale di ingresso ammissibile, specificare un processo casuale (segnale) all'uscita del canale. Il compito del processo è inteso nel senso in cui è stato definito nel § 2.1, e si riduce a specificare una distribuzione di probabilità in una forma o nell'altra. Un'accurata descrizione matematica di qualsiasi canale reale è solitamente piuttosto difficile. Utilizzano invece modelli matematici semplificati che consentono di identificare tutte le regolarità più importanti di un canale reale, se si tiene conto delle caratteristiche più significative del canale durante la costruzione del modello e dei dettagli minori che hanno scarso effetto sul corso del comunicazione vengono scartate. Consideriamo i modelli matematici dei canali più semplici e più utilizzati, a partire dai canali continui, poiché predeterminano in gran parte la natura dei canali discreti. Un canale rumoroso ideale è un circuito lineare con una funzione di trasferimento costante, solitamente concentrata in una banda di frequenza limitata. È accettabile qualsiasi segnale in ingresso con uno spettro all'interno di una certa banda di frequenza e con una potenza media (o potenza di picco Ppik) limitata. Queste restrizioni sono tipiche di tutti i canali continui e in futuro non verranno discusse. Si noti che se la potenza del segnale non è limitata, ma è considerata finita, allora l'insieme dei segnali ammissibili forma uno spazio vettoriale, di dimensione finita (con alcune restrizioni sulla durata e larghezza dello spettro) o di dimensione infinita (con restrizioni). In un canale ideale, il segnale di uscita per un dato segnale di ingresso risulta essere deterministico. Questo modello è talvolta usato per descrivere canali via cavo... Tuttavia, a rigor di termini, non è adatto per i canali reali, che inevitabilmente contengono, anche se molto deboli, interferenze aggiuntive. Un canale con rumore gaussiano additivo, in cui il segnale di uscita è dov'è il segnale di ingresso; permanente; Rumore additivo gaussiano con zero aspettative matematiche e un dato funzione di correlazione... Il più delle volte considerato rumore bianco o quasi bianco (con una densità spettrale uniforme nella banda dello spettro del segnale Di solito non viene preso in considerazione il ritardo, che corrisponde a una variazione del riferimento temporale all'uscita del canale. Qualche complicazione di questo modello si ottiene se si considerano il coefficiente di trasmissione e il ritardo come funzioni note del tempo: Questo modello descrive in modo soddisfacente molti canali cablati, canali radio per la comunicazione entro la linea di vista, e anche canali radio con dissolvenza totale lenta, a cui i valori di Il canale con fase del segnale indefinita è diverso da argomenti precedenti che il ritardo in esso è una variabile casuale. Per segnali a banda stretta, tenendo conto della (2.69) e della (3.2), l'espressione (3.29) a costante e casuale può essere rappresentata nella forma dove è la trasformata di Hilbert di una fase iniziale casuale. Si assume che la distribuzione di probabilità sia specificata, il più delle volte è impostata uniforme nell'intervallo da 0 a Questo modello descrive in modo soddisfacente gli stessi canali del precedente, se la fase del segnale fluttua in essi. Questa fluttuazione è causata da piccoli cambiamenti nella lunghezza del canale, dalle proprietà del mezzo in cui passa il segnale, nonché dall'instabilità di fase degli oscillatori di riferimento. Un canale gaussiano a raggio singolo con fading generale (fluttuazioni nelle ampiezze e nelle fasi del segnale) è anche descritto dalla formula (3.30), ma il fattore K, come la fase, è considerato processi casuali... In altre parole, le componenti in quadratura Quando le componenti in quadratura cambiano nel tempo, l'oscillazione ricevuta Come notato a pag. 94, la distribuzione unidimensionale del coefficiente di trasmissione può essere Rayleigh (3.25) o Rayleigh generalizzato (3.26). Tali canali sono chiamati rispettivamente canali con Rayleigh o Rayleigh generalizzato. In un caso più generale, ha una distribuzione a quattro parametri. Questo modello è chiamato gaussiano generalizzato. Il modello del canale di dissolvenza a percorso singolo descrive abbastanza bene molti canali di comunicazione radio in diverse bande d'onda, così come alcuni altri canali. Un canale lineare con una funzione di trasferimento casuale e rumore gaussiano è un'ulteriore generalizzazione. In questo canale, l'oscillazione di uscita è espressa in termini di segnale di ingresso e risposta all'impulso casuale del canale Questo modello è abbastanza universale sia per le comunicazioni cablate che per quelle radio e descrive i canali con dispersione temporale in frequenza. La dispersione temporale del canale può essere spesso attribuita a un carattere discreto (modello multipath channel) e invece della (3.33) si può usare la rappresentazione dove è il numero di raggi nel canale; le componenti in quadratura della funzione di trasferimento del canale per un raggio che sono all'interno dello spettro segnale a banda stretta praticamente non dipendono da co. Un canale con dispersione di tempo e frequenza è completamente specificato se, oltre alle funzioni di correlazione del rumore, vengono specificate le statistiche della risposta all'impulso casuale del canale (o la funzione di trasferimento o le statistiche delle componenti di quadratura per tutti i fasci). I canali con rumore additivo complesso (fluttuazione, concentrato, impulso) sono descritti da uno qualsiasi dei modelli precedenti con l'aggiunta di componenti aggiuntivi di rumore additivo. I loro Descrizione completa richiede l'impostazione delle caratteristiche probabilistiche di tutti i componenti del rumore additivo, nonché dei parametri del canale. Questi modelli riflettono più pienamente i canali di comunicazione reali, tuttavia, sono raramente utilizzati nell'analisi a causa della loro complessità. Passando ai modelli a canale discreto, è utile ricordare che contiene sempre un canale continuo oltre che un modem. Quest'ultimo può essere considerato come un dispositivo che converte un canale continuo in uno discreto. Pertanto, in linea di principio, è possibile derivare un modello matematico di un canale discreto dai modelli a canale continuo e modem. Questo approccio è spesso fruttuoso, ma porta a modelli piuttosto complessi. Consideriamo semplici modelli di un canale discreto, nella cui costruzione non sono state prese in considerazione le proprietà di un canale continuo e di un modem. Tuttavia, va ricordato che quando si progetta un sistema di comunicazione, è possibile variare entro un intervallo abbastanza ampio il modello di un canale discreto per un dato modello di un canale continuo cambiando il modem. Il modello a canale discreto contiene l'impostazione di un insieme di possibili segnali al suo ingresso e la distribuzione delle probabilità condizionate del segnale di uscita per un dato ingresso. Qui, i segnali di ingresso e di uscita sono sequenze di simboli di codice. Pertanto, per determinare i possibili segnali di ingresso, è sufficiente indicare il numero dei diversi simboli (base di codice), nonché la durata della trasmissione di ciascun simbolo. Assumeremo che il significato sia lo stesso per tutti i simboli, cosa che avviene nella maggior parte dei canali moderni. Il valore determina il numero di caratteri trasmessi per unità di tempo. Come affermato nel § 1.5, questa è chiamata velocità tecnica e si misura in baud. Ogni simbolo che arriva all'ingresso del canale provoca la comparsa di un simbolo in uscita, in modo che la velocità tecnica all'ingresso e all'uscita del canale sia la stessa. Nel caso generale, per chiunque dovrebbe indicare la probabilità che quando una data sequenza di simboli di codice viene fornita all'ingresso del canale, una qualche implementazione di una sequenza casuale appaia all'uscita. In questo caso, tutte le -sequenze (vettori), il cui numero è uguale, formano uno spazio vettoriale finito -dimensionale, se "addizione" è intesa come modulo di somma bit per bit e analogamente per definire la moltiplicazione per uno scalare (intero). Per un caso particolare, tale spazio è stato considerato nel § 2.6. Introduciamo un'altra definizione utile. Chiameremo la differenza bit a bit (ovviamente in valore assoluto tra i vettori ricevuto e trasmesso) come vettore di errore, ciò significa che il passaggio di un segnale discreto attraverso il canale può essere considerato come l'aggiunta di un vettore di ingresso con un errore vettore Il vettore di errore gioca in un canale discreto all'incirca lo stesso ruolo del rumore v canale continuo... Pertanto, per qualsiasi modello, un canale discreto può essere scritto utilizzando l'addizione nello spazio vettoriale (bit a bit, modulo dove sono sequenze casuali di simboli all'ingresso e all'uscita del canale; vettore di errore casuale, che generalmente dipende da Diversi modelli differiscono nella distribuzione di probabilità del vettore Il significato del vettore di errore è particolarmente semplice nel caso di canali binari, quando le sue componenti assumono i valori 0 e 1. Qualsiasi unità nell'errore vettore significa che un simbolo viene ricevuto nel punto corrispondente della sequenza trasmessa in modo errato e qualsiasi zero significa ricezione senza errori del carattere. Il numero di caratteri diversi da zero nel vettore di errore è chiamato peso. In parole povere, il modem, che effettua il passaggio da un canale continuo a uno discreto, converte le interferenze e le distorsioni del canale continuo in un flusso di errori. Elenchiamo i modelli più importanti e abbastanza semplici di canali discreti. Un canale simmetrico senza memoria è definito come un canale discreto in cui ogni simbolo di codice trasmesso può essere ricevuto erroneamente con una probabilità fissa e correttamente con una probabilità, e in caso di errore, al posto del simbolo trasmesso, può essere ricevuto qualsiasi altro simbolo con uguale probabilità. Pertanto, la probabilità che un simbolo sia stato ricevuto se è stato trasmesso è uguale a Il termine "fuori memoria" significa che la probabilità di ricevere un simbolo per errore non dipende dalla storia, cioè da quali simboli sono stati trasmessi prima di esso e da come sono stati ricevuti. In quanto segue, per abbreviare, invece di “probabilità di ricezione erronea di un simbolo” diremo “probabilità di errore”. È ovvio che la probabilità di un qualsiasi vettore di errore dimensionale in un tale canale dove I è il numero di caratteri diversi da zero nel vettore di errore (peso del vettore di errore). La probabilità che si siano verificati errori, localizzati arbitrariamente lungo tutta la sequenza di lunghezza, è determinata dalla formula di Bernoulli dove è il coefficiente binomiale uguale al numero di diverse combinazioni I di errori in un blocco di lunghezza Questo modello è anche chiamato canale binomiale. Descrive in modo soddisfacente il canale che appare con una certa scelta di modem, se non ci sono dissolvenze nel canale continuo e il rumore additivo è bianco (o almeno quasi bianco). Le probabilità di transizione in un canale binario simmetrico sono mostrate schematicamente sotto forma di grafico in Fig. 3.3. Riso. 3.3. Probabilità di transizione in un canale binario simmetrico Riso. 3.4. Probabilità di transizione in un canale di cancellazione binario simmetrico Riso. 3.5. Probabilità di transizione in un canale binario asimmetrico Il canale simmetrico senza memoria con cancellazione differisce dal precedente in quanto l'alfabeto all'uscita del canale contiene un ulteriore simbolo indicato dal segno Questo simbolo compare quando il 1° circuito di decisione (demodulatore) non riesce ad identificare in modo affidabile il simbolo trasmesso. La probabilità di un tale rifiuto di prendere una decisione o di cancellare un carattere in questo modello è costante e non dipende dalla trasmissione simbolo. Introducendo la cancellazione, è possibile ridurre significativamente la probabilità di un errore, a volte viene addirittura considerato uguale a zero... Nella fig. 3.4 mostra schematicamente le probabilità di transizioni in un tale modello. Un canale asimmetrico senza memoria è caratterizzato, come i modelli precedenti, dal fatto che in esso si verificano errori indipendentemente l'uno dall'altro, ma le probabilità di errore dipendono da quale simbolo viene trasmesso. Quindi, in un canale binario asimmetrico, la probabilità di ricevere il carattere "1" durante la trasmissione del carattere "0" non è uguale alla probabilità di ricevere "0" durante la trasmissione di "1" (Fig. 3.5). In questo modello, la probabilità di un vettore di errore dipende da quale sequenza di simboli viene trasmessa. Il canale di Markov è modello più semplice canale discreto con memoria. In esso si forma la probabilità di errore catena semplice Markov, cioè, dipende dal fatto che il simbolo precedente sia stato ricevuto correttamente o erroneamente, ma non dipende da quale simbolo viene trasmesso. Tale canale, ad esempio, sorge se un parente modulazione di fase(vedi sotto, § 4.5). Canale con additivo rumore discretoè una generalizzazione dei modelli di canale simmetrico. In tale modello, la probabilità del vettore di errore non dipende dalla sequenza trasmessa. Si assume che la probabilità di ciascun vettore di errore sia data e, in generale, non è determinata dal suo peso. In molti canali, su due vettori con lo stesso peso, è più probabile che si trovino vicini l'uno all'altro, cioè si tende a raggruppare gli errori. Un caso speciale di tale canale è un canale con un parametro variabile (VPC). In questo modello, la probabilità di errore per ogni simbolo è funzione di qualche parametro che rappresenta una sequenza casuale, discreta o continua, con distribuzioni di probabilità note, in particolare con funzione di correlazione nota. Il parametro può essere scalare o vettoriale. Possiamo dire che determina lo stato del canale. Questo modello ha molte varianti. Uno di questi è il modello di Hilbert, in cui accetta solo due valori e la probabilità di errore a è uguale a zero e a è uguale a 0,5. Sono date le probabilità di transizioni dallo stato e viceversa. In un tale canale, tutti gli errori si verificano in e quindi sono raggruppati molto strettamente. Esistono anche modelli di cambio più complessi, ad esempio il modello Popov-Torino. Sono studiati in corsi speciali. La memoria nel checkpoint è determinata dall'intervallo di correlazione del parametro Canale con rumore e memoria non additivi. canale ISI. La probabilità di un errore in esso dipende da caratteri trasmessi, come nel modello di un canale single-ended senza memoria, ma non da quel (o non solo da quello) simbolo per cui si determina la probabilità di errore, ma dai simboli che gli sono stati trasmessi. Canale discreto si chiama insieme di fondi destinati alla trasmissione segnali discreti... Tali canali sono ampiamente utilizzati, ad esempio, nella trasmissione di dati, nella telegrafia e nel radar. I messaggi discreti, costituiti da una sequenza di caratteri dell'alfabeto della sorgente dei messaggi (alfabeto primario), vengono convertiti nel codificatore in una sequenza di caratteri. Volume m alfabeto dei caratteri (alfabeto secondario), di regola, meno volume io alfabeto di segni, ma possono essere gli stessi. L'incarnazione materiale di un simbolo è un segnale elementare ottenuto nel processo di manipolazione: un cambiamento discreto in un determinato parametro del vettore di informazioni. I segnali elementari sono generati tenendo conto dei vincoli fisici imposti da una particolare linea di comunicazione. Come risultato della manipolazione, ogni sequenza di caratteri è associata a segnale complesso... Un sacco di segnali complessi, ovviamente. Differiscono per numero, composizione e accordo reciproco segnali elementari. I termini "chip" e "simbolo" nonché "segnale complesso" e "sequenza di simboli" verranno usati in seguito come sinonimi. Il modello informativo di un canale rumoroso è specificato da una serie di simboli al suo ingresso e uscita e una descrizione delle proprietà probabilistiche della trasmissione singoli caratteri... In generale, un canale può avere molti stati e passare da uno stato all'altro sia nel tempo che in base alla sequenza dei simboli trasmessi. In ogni stato il canale è caratterizzato dalla matrice delle probabilità condizionate? () Che il simbolo trasmesso u i sarà percepito in uscita come un simbolo? J. I valori delle probabilità nei canali reali dipendono da molti fattori diversi: proprietà dei segnali che sono portatori fisici di simboli (energia, tipo di modulazione, ecc.), natura e intensità dell'interferenza che interessa il canale, metodo di determinazione del segnale sul lato ricevente. Se c'è una dipendenza delle probabilità di transizione del canale dal tempo, che è tipica di quasi tutti i canali reali, si parla di canale di comunicazione non stazionario. Se questa dipendenza è insignificante, viene utilizzato un modello sotto forma di canale stazionario, le cui probabilità di transizione non dipendono dal tempo. Un canale non stazionario può essere rappresentato da un numero di canali stazionari corrispondenti a diversi intervalli di tempo. Il canale è chiamato con " memoria»(Con effetto collaterale), se le probabilità di transizione in un dato stato del canale dipendono dal suo stati precedenti... Se le probabilità di transizione sono costanti, ad es. il canale ha un solo stato, si chiama canale stazionario senza memoria... Un canale k-ary è un canale di comunicazione in cui il numero di simboli diversi in ingresso e in uscita è lo stesso ed è uguale a k. Canale binario discreto stazionario senza memoriaè determinato in modo univoco da quattro probabilità condizionali: p (0/0), p (1/0), p (0/1), p (1/1). È consuetudine rappresentare un tale modello di canale sotto forma di un grafico mostrato in Fig. 4.2, dove p (0/0) e p (1/1) sono le probabilità di trasmissione non distorta dei simboli e p (0/1) e p (1/0) sono le probabilità di distorsione (trasformazione) dei simboli 0 e 1, rispettivamente. Se le probabilità di distorsione del simbolo possono essere prese uguali, cioè, allora viene chiamato un tale canale binario canale simmetrico
[per p (0/1) p (1/0), viene chiamato il canale asimmetrico]. I simboli alla sua uscita sono ricevuti correttamente con probabilità? e sbagliato - con probabilità 1-p = q. Modello matematico semplificato. È stato questo canale che è stato studiato più intensamente non tanto per il suo significato pratico (molti canali reali sono descritti da lui in modo molto approssimativo), ma per la semplicità della descrizione matematica. I risultati più importanti ottenuti per un canale binario simmetrico sono estesi a classi di canali più ampie. Va notato un altro modello di canale, che recentemente è diventato sempre più importante. Questo è un canale di cancellazione discreto. È caratteristico per questo che l'alfabeto dei simboli di output differisce dall'alfabeto dei simboli di input. All'ingresso, come prima, i simboli sono 0 e 1, e all'uscita del canale sono fissi gli stati, in cui il segnale con base uguale può essere riferito a uno oa zero. Al posto di un tale carattere, non viene messo né zero né uno: lo stato è contrassegnato da un carattere di cancellazione aggiuntivo S. Durante la decodifica, è molto più facile correggere tali simboli rispetto a quelli erroneamente identificati. Nella fig. 4 3 mostra i modelli del canale di cancellazione in assenza (Fig. 4.3, a) e in presenza (Fig. 4.3, 6) di trasformazione dei simboli.
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Titolari del brevetto RU 2254675:
Modelli a canale continuo
in modo che il segnale di uscita sia rappresentato comeModelli a canale discreto
- coefficiente binomiale (numero varie combinazioni io
errori in n
-sequenze).
