Ministria e Arsimit dhe Shkencës e Republikës së Kazakistanit
Shoqëri aksionare jofitimprurëse
"Universiteti Almaty i Energjisë dhe Komunikimit"
Departamenti i Teknologjive të Infokomunikacionit
PUNA KURSI
në disiplinën "Teknologjitë e Komunikimit Dixhital"
Kryhet:
Alieva D.A.
Prezantimi
2. Sistemi me ROS dhe transferim të vazhdueshëm informacioni (ROS - np) dhe bllokim
3. Përcaktimi i n, k, r, me xhiros më të lartë R
4. Ndërtimi i qarqeve të koduesit dhe dekoderit për polinomin e zgjedhur g (x).
8. Llogaritjet e treguesve të besueshmërisë së kanaleve kryesore dhe të anashkalimit
9. Zgjedhja e një autostrade në hartë
konkluzioni
Bibliografi
Prezantimi
pajisja e kanalit ciklik të kodit
V kohët e fundit Sistemet dixhitale të transmetimit të të dhënave po bëhen gjithnjë e më të përhapura. Për shkak të kësaj Vëmendje e veçantë i kushtohet studimit të parimeve të transmetimit të mesazheve diskrete. Konsiderimi i parimeve dhe metodave të transmetimit sinjale dixhitale kushtuar disiplinës "Teknologjitë e komunikimit dixhital", e cila bazohet në disiplinat e studiuara më parë: "Teoria komunikimi elektrik"," Teori qarqet elektrike"," Bazat e ndërtimit dhe CAD e sistemeve dhe rrjeteve të telekomunikacionit "," Pajisjet dixhitale dhe bazat e teknologjisë kompjuterike", etj. Si rezultat i studimit të kësaj disipline, është e nevojshme të njihen parimet e ndërtimit të sistemeve për transmetimin dhe përpunimin e sinjaleve dixhitale, harduerit dhe metodat e softuerit rrisin imunitetin ndaj zhurmës dhe shpejtësinë e transmetimit sistemet dixhitale komunikimi, metodat e rritjes së përdorimit efektiv të kanaleve të komunikimit. Është gjithashtu e nevojshme të jeni në gjendje të bëni llogaritjet e njësive kryesore funksionale, për të analizuar ndikimin faktorët e jashtëm mbi funksionimin e objekteve të komunikimit; të ketë aftësi në përdorimin e fondeve teknologji kompjuterike për llogaritjet dhe projektimin e komunikimeve softuerike dhe harduerike.
Përfundimi i punës së kursit kontribuon në përvetësimin e aftësive në zgjidhjen e problemeve dhe një ekzaminim më të plotë të seksioneve të kursit "Teknologjitë e Komunikimit Dixhital".
Qëllimi i kësaj pune është të hartojë një rrugë të transmetimit të të dhënave midis një burimi dhe një marrësi informacioni duke përdorur një kod ciklik dhe një kod vendimtar. reagime, transmetimi i vazhdueshëm dhe bllokimi i marrësit. Në punën e kursit është e nevojshme të merret parasysh parimi i funksionimit të pajisjes koduese dhe dekoduese të kodit ciklik. Për modelimin e sistemeve të telekomunikacionit përdoren gjerësisht software... Përdorimi i paketës "System View" në përputhje me opsioni i dhënë duhet të montohen qarqet ciklike të koduesit dhe dekoderit.
1. Modele të përshkrimit të pjesshëm të një kanali diskret
Në kanalet reale të komunikimit, gabimet ndodhin për shumë arsye. Në kanalet me tela, numri më i madh i gabimeve shkaktohet nga ndërprerje të shkurtra dhe zhurma e impulsit... Në kanalet e radios, zhurmat e luhatjeve kanë një efekt të dukshëm. Në kanalet e radios me valë të shkurtra, numri kryesor i gabimeve ndodh kur niveli i sinjalit ndryshon për shkak të ndikimit të zbehjes. Në të gjitha kanalet reale, gabimet shpërndahen shumë në mënyrë të pabarabartë në kohë, kjo është arsyeja pse rrjedhat e gabimeve janë gjithashtu të pabarabarta.
Ka shumë modele matematikore për një kanal diskrete. Gjithashtu përveç skemat e përgjithshme dhe modele private të një kanali diskrete, ka numër i madh modele që ofrojnë përshkrim i pjesshëm kanal. Le të ndalemi në një nga këto modele - modeli i A.P. Purtov.
Formula e modelit të kanaleve diskrete me gabime të pavarura:
Gabimet janë të natyrës së grupit, prandaj, futet një koeficient
Duke përdorur këtë model, mund të përcaktohet varësia e probabilitetit të shfaqjes së një kombinimi të shtrembëruar nga gjatësia e tij n dhe probabiliteti i shfaqjes së kombinimeve të gjatësisë n me gabime t (t Probabiliteti P (> 1, n) është një funksion jo-zvogëlues i n-së. Për n = 1 P (> 1, n) = Posh Probabiliteti i shfaqjes së shtrembërimeve të një fjale kodi me gjatësi n: ku është treguesi i grupimit të gabimeve. Në 0, kemi rastin e shfaqjes së pavarur të gabimeve, dhe në 1, shfaqjen e gabimeve të grupit (në = 1, probabiliteti i shtrembërimeve të kombinimit të kodit nuk varet nga n, pasi në çdo kombinim të gabuar merren të gjithë elementët me një gabim). Nai rëndësi më të madhe d (0,5 deri në 0,7) vërehet në CLS, pasi një ndërprerje e shkurtër çon në shfaqjen e grupeve me një densitet më të lartë gabimesh. V linjat e transmetimit të radios, ku krahas intervaleve me densitet të lartë gabimi vërehen edhe intervale me gabime të rralla, vlera e d varion nga 0,3 në 0,5. Në kanalet radiotelegrafike HF, treguesi i grupimit të gabimeve është më i vogli (0,3-0,4). Shpërndarja e gabimeve në kombinime me gjatësi të ndryshme: vlerëson jo vetëm probabilitetin e shfaqjes së kombinimeve të shtrembëruara (të paktën një gabim), por edhe probabilitetin e kombinimeve të gjatësisë n me t gabime të paracaktuara P (> t, n). Rrjedhimisht, grupimi i gabimeve çon në një rritje të numrit të kombinimeve të kodeve, të ndikuara nga gabime të shumëfishta më të mëdha. Duke analizuar të gjitha sa më sipër, mund të konkludojmë se kur grupojmë gabimet, numri i kombinimeve të kodeve zvogëlohet gjatësia e dhënë n. Kjo është gjithashtu e kuptueshme nga konsideratat thjesht fizike. Me të njëjtin numër gabimesh, grumbullimi çon në përqendrimin e tyre në kombinime individuale (shkalla e gabimit rritet) dhe numri i kombinimeve të kodeve të shtrembëruara zvogëlohet. 2. Sistemi me ROS dhe transferim të vazhdueshëm informacioni (ROS-np) dhe bllokim. Në sistemet POC-np, transmetuesi transmeton një sekuencë të vazhdueshme kombinimesh pa pritur sinjale konfirmimi. Marrësi fshin vetëm ato kombinime në të cilat zgjidhësi zbulon gabime dhe jep një sinjal rikërkese bazuar në to. Pjesa tjetër e kombinimeve lëshohen nga PI pasi ato merren. Gjatë zbatimit të një sistemi të tillë, lindin vështirësi për shkak të kohës së kufizuar të transmetimit dhe përhapjes së sinjaleve. Nëse në një moment të caktuar marrja e fjalës së koduar në të cilën u zbulua gabimi përfundon, atëherë deri në këtë moment fjala e koduar tjetër tashmë po transmetohet përmes kanalit përpara. Nëse koha e përhapjes së sinjalit në kanalin tc tejkalon kohëzgjatjen e fjalës kodike nt o, atëherë në kohën t "transmetimi i një ose më shumë kombinimeve pas të dytit mund të përfundojë. Disa fjalë të tjera kodike do të transmetohen deri në kohën ( t") derisa të analizohet sinjali i rikërkesës për kombinimin e dytë. Kështu, me transmetim të vazhdueshëm, gjatë kohës midis momentit të zbulimit të gabimit (t ") dhe mbërritjes së fjalës së koduar të përsëritur (t" "), do të merren h më shumë kombinime, ku simboli [x] do të thotë numri i plotë më i vogël më i madh. se ose e barabartë me x. Meqenëse transmetuesi përsërit vetëm kombinimet për të cilat merret sinjali i rikërkesës, atëherë si rezultat i përsëritjes me vonesë të kombinimeve h, rendi i kombinimeve në informacionin e lëshuar nga sistemi PI do të ndryshojë nga rendi në të cilin kombinimet e kodeve mbërrijnë në sistem. Por për marrësin, fjalët e koduara duhet të arrijnë në të njëjtën mënyrë në të cilën janë transmetuar. Prandaj, për të rivendosur rendin e kombinimeve në marrës, duhet të ketë një pajisje të veçantë dhe një ruajtje buferi me kapacitet të konsiderueshëm (të paktën ih, ku i është numri i përsëritjeve), pasi përsëritjet e shumta janë të mundshme. Për të shmangur komplikimet dhe rritjen e kostos së marrësve, sistemet me POS-Np janë ndërtuar kryesisht në atë mënyrë që pas zbulimit të një gabimi, marrësi fshin kombinimin me një gabim dhe bllokohet për h kombinime (d.m.th., nuk bën merr h kombinime pasuese), dhe transmetuesi përsërit h kombinimet e fundit (kombinim me një gabim dhe h - 1 pas tij). Sisteme të tilla me ROS-np quhen sisteme me bllokues ROS-npbl. Këto sisteme ju lejojnë të organizoni transmetimin e vazhdueshëm të kombinimeve të kodeve duke ruajtur rendin e tyre. Figura 1 - Diagrami bllok i sistemit me ROS 3. Përcaktimi i n, k, r, në xhiros më të lartë R. Gjatësia e fjalës së koduar n duhet të zgjidhet në mënyrë të tillë që të sigurojë më të madhen xhiros kanal komunikimi. Kur përdorni një kod korrigjimi, kombinimi i kodit përmban n bit, nga të cilët k bit janë informues dhe r bit janë ato të kontrollit: Figura 2 - Blloku i algoritmit të sistemit me ROS-npbl Nëse sistemi i komunikimit përdor sinjale binare (sinjale të tipit "1" dhe "0") dhe çdo element njësi nuk mbart më shumë se një bit informacioni, atëherë ekziston një marrëdhënie midis shpejtësisë së transferimit të informacionit dhe shkallës së modulimit: C = (k / n) * B, (1) ku C është shpejtësia e transferimit të informacionit, bit / s; B - shkalla e modulimit, Baud. Natyrisht, sa më i vogël r, aq më shumë raporti k / n i afrohet 1, aq më pak ndryshojnë C dhe B, d.m.th. aq më i lartë është xhiroja e sistemit të komunikimit. Dihet gjithashtu se për kodet ciklike me distancën minimale të kodit d 0 = 3 është e vërtetë lidhja e mëposhtme: Deklarata e mësipërme është e vlefshme për d të madh 0, megjithëse nuk ka marrëdhënie të sakta për lidhjet midis r dhe n. Tregohen vetëm kufijtë e sipërm dhe të poshtëm. Nga sa më sipër, mund të konkludojmë se nga pikëpamja e futjes së tepricës së vazhdueshme në fjalën e kodit, është e dobishme të zgjidhni fjalë kodike të gjata, pasi me rritjen n rritet xhiroja relative, duke u prirur në kufirin e barabartë me 1: Në kanalet reale të komunikimit, ka ndërhyrje që çojnë në shfaqjen e gabimeve në kombinimet e kodit. Kur zbulohet një gabim nga një dekoder në sistemet me POC, kërkohet përsëri një grup kombinimesh kodesh. Gjatë ripyetjes, informacioni i dobishëm zvogëlohet. Mund të tregohet se në këtë rast: ku Р 00 është probabiliteti i zbulimit të gabimit nga dekoderi (probabiliteti i ripyetjes); R PP - probabiliteti i marrjes së saktë (marrjes pa gabime) të kombinimit të kodit; M është kapaciteti i ruajtjes së transmetuesit në numrin e kombinimeve të kodit. Me probabilitet të ulët gabimesh në kanalin e komunikimit (P osh.< 10 -3) вероятность Р 00 также мала, поэтому знаменатель мало отличается от 1 и можно считать: Me gabime të pavarura në kanalin e komunikimit, me: Kapaciteti i ruajtjes: Shenjë< >- do të thotë që gjatë llogaritjes së M duhet të merret vlera e plotë më e madhe më e afërt. ku L është distanca ndërmjet stacioneve terminale, km; v është shpejtësia e përhapjes së sinjalit përmes kanalit të komunikimit, km / s; B - shkalla e modulimit, Baud. Pas zëvendësimeve më të thjeshta, më në fund kemi Është e lehtë të shihet se në P osh = 0 formula (8) kthehet në formulë (3). Në prani të gabimeve në kanalin e komunikimit, vlera e R është një funksion i P osh, n, k, B, L, v. Prandaj, ekziston një n optimale (për P osh, B, L, v të dhënë), në të cilën xhiroja relative do të jetë maksimale. Formula (8) bëhet edhe më e ndërlikuar në rastin e gabimeve të varura në kanalin e komunikimit (kur grumbullohen gabimet). Le të nxjerrim këtë formulë për modelin e gabimit Purtov. Siç tregohet në, numri i gabimeve t rreth në një kombinim të gjatësisë n bitësh përcaktohet nga ekuacioni 7.38. Për të zbuluar një numër të tillë gabimesh, gjejmë një kod ciklik me një distancë kodi d 0 jo më pak. Prandaj, sipas formulës 7.38, është e nevojshme të përcaktohet probabiliteti: Siç tregohet, me një përafrim, ne mund ta lidhim probabilitetin me probabilitetin që dekoderi të mos zbulojë një gabim Р HO dhe numrin e biteve të kontrollit në kombinimin e kodit: Duke zëvendësuar vlerën në (9) me zëvendësimin e t rreth me d 0 -1, kemi: Kur llogaritni në mikrollogaritësit, është më i përshtatshëm të përdorni logaritme dhjetore. Pas transformimeve: Duke iu kthyer formulave (6) dhe (8) dhe duke zëvendësuar k me n-r, duke marrë parasysh vlerën e r, nga formula (11) marrim: Termi i dytë i formulës (8), duke marrë parasysh grupimin e gabimeve sipas raportit 7.37, do të marrë formën: Le të përcaktojmë gjatësinë optimale të fjalës së koduar n, e cila siguron xhiros më të madhe relative R dhe numrin e biteve të kontrollit r duke siguruar probabilitetin e dhënë të gabimit të pazbuluar Roche. Tabela 1 - Probabiliteti i synuar i gabimit të pazbuluar të Roche Tabela 1 tregon se xhiroja më e lartë R = 0,9127649 siguron një kod ciklik me parametra n = 511, r = 7, k = 504. Polinomi gjenerues i shkallës r gjendet nga tabela e polinomeve të pareduktueshme (Shtojca A e kësaj ME). Ne zgjedhim, për r = 7, polinomin g (x) = x 7 + x 4 + x 3 + x 2 +1 4. Ndërtimi i qarqeve të koduesit dhe dekoderit për polinomin e zgjedhur g (x). a) Le të ndërtojmë një kodues ciklik të kodit. Puna e koduesit në daljen e tij karakterizohet nga mënyrat e mëposhtme: 1. Formimi i k elementeve të grupit të informacionit dhe në të njëjtën kohë pjesëtimi i polinomit që shfaq pjesën informative x r m (x) me polinomin gjenerues (gjenerues) g (x) në mënyrë që të merret pjesa e mbetur e pjesëtimit r (x). 2. Formimi i elementeve r kontrolluese duke i lexuar ato nga qelizat e qarkut ndarës x r m (x) në daljen e koduesit. Diagrami bllok i koduesit është paraqitur në figurën 2. Cikli i koduesit për transmetimin e n = 511 elementeve të njësisë është n cikle ore. Sinjalet e orës janë formuar nga shpërndarësi transmetues, i cili nuk tregohet në diagram. Modaliteti i parë i funksionimit të koduesit zgjat k = 504 cikle ore. Nga pulsi i parë i orës, këmbëza T merr një pozicion në të cilin sinjali "1" shfaqet në daljen e tij të drejtpërdrejtë, dhe sinjali "0" shfaqet në atë të kundërt. Sinjali "1" hap çelësat ( logjikës I) 1 dhe 3. Tasti i sinjalit "0" 2 është i mbyllur. Në këtë gjendje, këmbëza dhe çelësat janë k + 1 cikle ore, d.m.th. 505 masa. Gjatë kësaj kohe, 504 elementë të vetëm të grupit të informacionit k = 504 do të dërgohen në daljen e koduesit përmes çelësit publik 1. Në të njëjtën kohë, përmes çelësit publik 3, elementët e informacionit futen në pajisjen për ndarjen e polinomit x r m (x) me g (x). Ndarja kryhet nga një filtër me shumë cikle me numrin e qelizave të barabartë me numrin e biteve të kontrollit (gradat e polinomit gjenerues). Në rastin tim, numri i qelizave është r = 7. Numri i grumbulluesve në pajisje është i barabartë me numrin e termave jozero g (x) minus një (shënim në faqen 307). Në rastin tonë, numri i mbledhësve është katër. Mbajtësit vendosen pas qelizave që korrespondojnë me termat jozero të g (x). Meqenëse të gjithë polinomet e pakalueshëm kanë një term x 0 = 1, atëherë mbledhësi që korrespondon me këtë term është instaluar para çelësit 3 (logjika DHE). Pas k = 504 cikle të orës, pjesa e mbetur e ndarjes r (x) do të shkruhet në qelizat e pajisjes së ndarjes. Nën ndikimin e pulsit të orës k + 1 = 505, këmbëza T ndryshon gjendjen e tij: sinjali "1" shfaqet në daljen e kundërt dhe "0" shfaqet në daljen direkte. Çelësat 1 dhe 3 janë të mbyllur dhe çelësi 2 është i hapur. Për ciklet e mbetura r = 7 orë, elementët e modulit (grupi i kontrollit) futen përmes çelësit 2 në daljen e koduesit, duke filluar gjithashtu nga biti më domethënës. Figura 3 - Blloku i koduesit b) Le të ndërtojmë një pajisje dekoduese për një kod ciklik. Funksionimi i qarkut të dekoderit (Figura 3) është si më poshtë. Kombinimi i kodit të marrë, i cili shfaqet nga polinomi P (x), hyn në regjistrin e dekodimit dhe njëkohësisht në qelizat e regjistrit bufer, i cili përmban k qeliza. Qelizat e regjistrit bufer lidhen përmes qarqeve logjike "jo", duke lejuar kalimin e sinjaleve vetëm nëse ka "1" në hyrjen e parë dhe "O" në të dytën (kjo hyrje është e shënuar me një rreth). Kombinimi i kodit do të hyjë në hyrjen e regjistrit bufer përmes qarkut AND 1. Ky ndërprerës hapet nga dalja e këmbëzës T me pulsin e parë të orës dhe mbyllet me k + 1 impulse të orës (plotësisht analoge me funksionimin e këmbëzës T në qarkun e koduesit). Kështu, pas k = 504 cikle orësh grup informacioni artikujt do të shkruhen në regjistrin e buferit. Qarqet janë JO në modalitetin e mbushjes së regjistrit janë të hapura, sepse tensioni nga ana e çelësit AND 2 nuk furnizohet në hyrjet e dyta. Në të njëjtën kohë, në regjistrin e dekodimit, kombinimi i kodit (polinomi P (x) nga polinomi gjenerues g (x)) ndahet gjatë të gjitha cikleve të orës n = 511. Skema e regjistrit të dekodimit është plotësisht analoge me skemën e ndarjes së koduesit, e cila u diskutua në detaje më sipër. Nëse, si rezultat i ndarjes, merret një mbetje zero - sindroma S (x) = 0, atëherë impulset pasuese të orës do të fshijnë elementët e informacionit në daljen e dekoderit. Nëse ka gabime në kombinimin e marrë, sindroma S (x) nuk është e barabartë me 0. Kjo do të thotë se pas ciklit të orës n-të (511) të paktën një qelizë e regjistrit të dekodimit do të shkruhet "1". Pastaj do të shfaqet një sinjal në daljen e qarkut OR. Çelësi 2 (qarku DHE 2) do të funksionojë, qarqet NO të regjistrit të tamponit do të mbyllen dhe pulsi i orës tjetër do t'i transferojë të gjitha qelizat e regjistrit në gjendjen "0". Informacioni i marrë gabimisht do të fshihet. Në të njëjtën kohë, sinjali i fshirjes përdoret si komandë për të bllokuar marrësin dhe për të kërkuar përsëri. 5. Përcaktimi i vëllimit informacionin e transmetuar W Le të kërkohet transmetimi i informacionit në një interval kohor T, i cili quhet shpejtësia e transmetimit të informacionit. Kriteri i dështimit t hapur është kohëzgjatja totale e të gjitha defekteve, e cila është e lejueshme për kohën T. Nëse koha e defekteve gjatë intervalit kohor T e kalon t hapur, atëherë sistemi i transmetimit të të dhënave do të jetë në gjendje dështimi. Rrjedhimisht, gjatë kohës T lane -t otk është e mundur të transmetohen bit C informacione të dobishme... Përcaktoni W për R = 0,9281713 të llogaritur më parë, B = 1200 baud, korsi T = 460 s., T hapur = 60 s. W = R * B * (Tper-totk) = 445522 bit 6. Ndërtimi i qarqeve të koduesit dhe dekoderit të kodit ciklik në mjedisin System View Figura 4 - Enkoderi i kodit ciklik Figura 5 - Sinjali i daljes dhe i hyrjes së koduesit Figura 7 - Sinjali i hyrjes së dekoderit, gabimi i bitit dhe sindroma e daljes 7. Gjetja e kapacitetit dhe ndërtimi i një diagrami kohor Le të gjejmë kapacitetin e diskut: M =<3+(2 t p /t k)> (13) ku t p është koha e përhapjes së sinjalit nëpër kanalin e komunikimit, s; t k - kohëzgjatja e kombinimit të kodit të n biteve, s. Këto parametra janë gjetur nga formulat e mëposhtme: t p = L / v = 4700/80000 = 0,005875 s (14) h = 1 + ku t qëndrojnë = 3t në + 2t p + t ak + t az = 0,6388 + 0,1175 + 0,2129 + 0,2129 = 1,1821 s, ku t ak, t az është koha e analizës në marrës, t 0 është kohëzgjatja e një impulsi të vetëm: h = 1 +<1,1821/511 8,333 10 -4 >=3 8. Llogaritja e treguesve të besueshmërisë së kanaleve kryesore dhe të anashkalimit Probabiliteti i një gabimi është i njohur (P osh = 0.5 10 -3), probabiliteti total do të jetë shuma e komponentëve të mëposhtëm p pr - pritje korrekte, p por - moszbulimi i një gabimi, p rreth - probabiliteti i zbulimit të gabimit nga dekoderi (probabiliteti i ri-pyetjes). Varësia e probabilitetit të shfaqjes së një kombinimi të shtrembëruar nga gjatësia e tij karakterizohet si raporti i numrit të shtrembërimit të kombinimeve të kodit N osh (n) me numrin total të kombinimeve të transmetuara N (n): Probabiliteti Р (? 1, n) është një funksion jo-zvogëlues i n. Për n = 1 P (? 1, n) = p osh, dhe për n>? probabiliteti 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, Për gabime të pavarura në kanalin e komunikimit, për n p osh<<1: p rreth? n p osh (18) p rreth = 511 0,5 10 -3 = 255,5 10 -3 Shuma e probabiliteteve duhet të jetë e barabartë me 1, d.m.th. ne kemi: p pr + p por + p rreth = 1 (19) p pr +5,05 10 -3 +255,5 10 -3 = 1 Diagrami i kohës (Figura 9) ilustron funksionimin e sistemit me ROS NPbl kur zbulohet një gabim në kombinimin e dytë në rastin me h = 3. Siç mund të shihet nga diagrami, transmetimi i kombinimit të AI kryhet vazhdimisht derisa transmetuesi të marrë sinjalin e rikërkesës. Pas kësaj, transferimi i informacionit nga AI ndalon për një kohë t në pritje dhe 3 kombinime duke filluar nga e dyta. Në këtë kohë, kombinimet h fshihen në marrës: kombinimi i dytë në të cilin u zbulua një gabim (shënuar me një yll) dhe 3 kombinime të mëvonshme (me hije). Pasi ka marrë kombinimet e dërguara nga pajisja e ruajtjes (nga e dyta në të 5-tën përfshirëse), marrësi lëshon PI-në e tij dhe transmetuesi vazhdon të transmetojë kombinimin e gjashtë dhe të mëpasshëm. Figura 8 - Diagramet e kohës së sistemit me ROS-npbl 9. Zgjedhja e një autostrade në hartë Figura 9 - Autostrada Aktyubinsk - Almaty - Astana konkluzioni Gjatë punës së kursit, u mor në konsideratë thelbi i modelit të përshkrimit të pjesshëm të kanalit diskret (modeli i Purtov L.P.), si dhe një sistem me reagime vendimtare, transmetim të vazhdueshëm dhe bllokim të marrësit. Vlerat e dhëna u përdorën për të llogaritur parametrat bazë të kodit ciklik. Në përputhje me to, u zgjodh lloji i polinomit gjenerues. Për këtë polinom, qarqet e koduesit dhe dekoderit janë ndërtuar me shpjegimin e parimeve të funksionimit të tyre. Të njëjtat skema u zbatuan duke përdorur paketën "System View". Të gjitha rezultatet e eksperimenteve janë paraqitur në formën e figurave që konfirmojnë funksionimin e saktë të qarqeve të montuar të koduesit dhe dekoderit. Për kanalin e transmetimit diskret të të dhënave përpara dhe të kundërt, janë llogaritur karakteristikat kryesore: probabiliteti i pazbulimit dhe zbulimit nga kodi ciklik i gabimit, etj. Për sistemin ROS npbl, diagramet kohore janë ndërtuar sipas parametrave të llogaritur duke shpjeguar parimin. funksionimin e këtij sistemi. Dy pika u zgjodhën në hartën gjeografike të Kazakistanit (Aktyubinsk - Almaty - Astana). Autostrada 4700 km e gjatë e zgjedhur mes tyre u nda në seksione 200-700 km të gjatë. Për një paraqitje vizuale, në vepër paraqitet një hartë. Duke analizuar treguesin e specifikuar të grupimit të gabimeve, mund të themi se llogaritja kryesore është bërë në punën për projektimin e linjave të komunikimit kabllor, pasi, d.m.th. shtrihet në intervalin 0,4-0,7. Bibliografi 1 B. Sklyar Komunikimi dixhital. Bazat teorike dhe zbatimet praktike: botimi i dytë. / Per. nga anglishtja M .: Shtëpia botuese "Williams", 2003. 1104 f. 2 Prokis J. Komunikimi dixhital. Radio dhe komunikim, 2000.-797s. 3 A.B. Sergienko. Përpunimi dixhital i sinjalit: Një libër shkollor për universitetet. - M .: 2002. 4 Standardi i markës. Punë edukative. Kërkesat e përgjithshme për ndërtimin, prezantimin, dizajnin dhe përmbajtjen. FS RK 10352-1910-U-e-001-2002. - Almaty: AIPET, 2002. 5 1 Shvartsman V.O., Emelyanov G.A. Teoria e transferimit informacion diskrete... - M .: Komunikimi, 1979.-424 f. 6 Transferimi i mesazheve diskrete / Ed. V.P. Shuvalov. - M .: Radio dhe komunikim, 1990 .-- 464 f. 7 Emelyanov G.A., Shvartsman V.O. Transferimi i informacionit diskret. - M .: Radio dhe komunikim, 1982 .-- 240 f. 8 Purtov L.P. dhe elementë të tjerë të teorisë së transmetimit të informacionit diskret. - M .: Komunikimi, 1972 .-- 232 f. 9 Kolesnik V.D., Mironchikov E.T. Dekodimi i kodeve ciklike. - M .: Komunikimi, 1968. Modeli i përshkrimit të pjesshëm të një kanali diskret (modeli i L. Purtov). Përcaktimi i parametrave të kodit ciklik dhe polinomit gjenerues. Ndërtimi i një pajisjeje koduese dhe dekoduese. Llogaritja e karakteristikave për kanalin kryesor dhe anashkalues të transmetimit të të dhënave. punim afatshkurtër, shtuar 03/11/2015 Modelet e përshkrimit të pjesshëm të një kanali diskret. Sistemi me ROS dhe transferim të vazhdueshëm informacioni (ROS-np). Zgjedhja e gjatësisë optimale të fjalës së kodit kur përdoret kodi ciklik në sistemin me POC. Gjatësia e fjalës së koduar. punim afatshkurtër, shtuar 26.01.2007 Sistemet teknike për mbledhjen e informacionit telemetrik dhe ruajtjen e objekteve të palëvizshme dhe të lëvizshme, metodat e sigurimit të integritetit të informacionit. Zhvillimi i një algoritmi dhe një skeme për funksionimin e koduesit. Llogaritja e efikasitetit teknik dhe ekonomik të projektit. tezë, shtuar 28.06.2011 Hulumtimi dhe specifikat e përdorimit të kodit invers dhe Hamming. Blloku i një pajisjeje të transmetimit të të dhënave, përbërësit e saj dhe parimi i funksionimit. Simulimi i një sensori të temperaturës dhe një koduesi dhe dekoderi për kodin e anasjelltë. punim termi shtuar 30.01.2016 Projektimi i një rruge transmetimi të të dhënave me shpejtësi të mesme midis dy burimeve dhe marrësve. Montimi i një qarku duke përdorur paketën "System View" për modelimin e sistemeve të telekomunikacionit, kodimin dhe dekodimin e kodit ciklik. punim term i shtuar 03/04/2011 Llogaritja e numrit të kanaleve në autostradë. Zgjedhja e një sistemi transmetimi, përcaktimi i kapacitetit dhe llogaritja strukturore e një kabllo optike. Përzgjedhja dhe karakteristikat e trasesë së autostradës ndërqytetare. Llogaritja e sinjalit, hapja numerike, frekuenca e normalizuar dhe numri i mënyrave. punim afatshkurtër, shtuar 25.09.2014 Modeli i përshkrimit të pjesshëm të një kanali diskret, modeli i L.P. Purtov. Bllokimi i sistemit me ROSnp dhe bllokimi dhe bllok diagrami i algoritmit të funksionimit të sistemit. Ndërtimi i një qarku kodues për polinomin gjenerues të zgjedhur dhe shpjegimi i funksionimit të tij. punim afatshkurtër, shtuar më 19.10.2010 Klasifikimi i sistemeve të sinkronizimit, llogaritja e parametrave me mbledhje dhe zbritje të impulseve. Ndërtimi i një koduesi dhe një dekoderi i një kodi ciklik, një diagram sistemesh me reagime dhe pritje për një kanal kthimi jo ideal, duke llogaritur probabilitetin e gabimeve. punim afatshkurtër, shtuar 13.04.2012 Thelbi i kodit Hamming. Qarqet e një koduesi për katër bit informacioni dhe një dekoder. Përcaktimi i numrit të shifrave kontrolluese. Ndërtimi i një kodi korrigjues Hamming me një korrigjim të vetëm gabimi për dhjetë bit informacioni. punim termi shtuar 01/10/2013 Studimi i modeleve dhe metodave të transmetimit të mesazheve përmes kanaleve të komunikimit dhe zgjidhja e problemit të analizës dhe sintezës së sistemeve të komunikimit. Projektimi i një rruge transmetimi të të dhënave ndërmjet burimit dhe marrësit të informacionit. Modeli i përshkrimit të pjesshëm për një kanal të veçantë.
Shpikja ka të bëjë me fushën e teknologjisë së komunikimit dhe mund të përdoret për të simuluar një kanal komunikimi diskret me gabime të pavarura dhe grupuese. Thelbi i shpikjes qëndron në faktin se grupi i gjendjeve të kanalit të komunikimit s 0, s 1, ..., s m-1 përcaktohet dhe probabilitetet e kushtëzuara P (e / s) të shfaqjes së një gabimi në çdo gjendje s >> i = 0, .. ., m-1 kanal komunikimi dhe në përputhje me probabilitetin e gabimit të kushtëzuar për gjendja e tanishme kanali i komunikimit merr gabime në kanalin e komunikimit, ndërsa përcakton probabilitetin e shfaqjes së një intervali pa gabime p (0 i) me gjatësi prej i biteve, sipas të cilit, bazuar në probabilitetet p (0 i), probabilitetet e kushtëzuara p (0 i 1/11), p (0 i 1/01) intervale pa gabime të gjatësisë i biteve në çdo moment aktual të kohës dhe që i paraprijnë këtij momenti kohor, me kusht që të përdoren dy gjendje të kanalit të komunikimit për të gjeneruar gabimet, që korrespondojnë me një kombinim të gabimeve 11 ose 01, gjenerojnë një interval të shpërndarë në mënyrë uniforme nga 0 në 1 është një numër i rastësishëm p, probabilitetet e kushtëzuara p (0 i 1/11), p (0 i 1/01) janë shtuar. , duke filluar me i = 0, dhe si rezultat, fitohet një sekuencë 0 k 1, e cila përbën bitstream-in e gabimeve të kanalit të komunikimit. Rezultati teknik, e arritur me zbatimin e shpikjes, është rritja e shpejtësisë. 1 skedë. Shpikja ka të bëjë me fushën e teknologjisë së komunikimit dhe mund të përdoret për të simuluar një kanal komunikimi diskret me gabime të pavarura dhe grupuese. Metoda e përshkruar në këtë aplikacion mund të përdoret për të simuluar një kanal komunikimi simetrik binar dhe ju lejon të merrni një rrjedhë të vogël gabimesh të nevojshme për testimin e pajisjeve të transmetimit të të dhënave. Per krahasim mënyrat e mundshme ndërtimi i një sistemi komunikimi dhe parashikimi i karakteristikave të tij pa teste të drejtpërdrejta eksperimentale, është e nevojshme të keni karakteristika të ndryshme të kanaleve të përfshira në të. Një përshkrim i një kanali që ju lejon të llogaritni ose vlerësoni karakteristikat e tij quhet model kanali. Në të gjithë botën pajisjet e telekomunikacionit janë testuar tërësisht për pajtueshmërinë me kërkesat për lidhje me rrjetin e komunikimit (C1-PM dhe C1-FL në Rusi; FCC Pjesa 65, Pjesa 15 në SHBA; BS6305 në MB). Testet kryhen në qendrat e certifikimit dhe laboratorët e Ministrisë së Komunikacioneve, Ministrisë së Hekurudhave, FAPSI, Ministrisë së Punëve të Brendshme, Ministrisë së Mbrojtjes etj. - në të gjitha departamentet që kanë kanalet e tyre të komunikimit. Bankat e mëdha, departamentet qeveritare, pronarët e rrjeteve të transmetimit të të dhënave - të gjithë ata që shfrytëzojnë në mënyrë aktive objektet e transmetimit të të dhënave janë të detyruar të kryejnë testet e tyre krahasuese. Përdoruesit janë të interesuar për rezistencën e pajisjeve ndaj ndërhyrjeve dhe shtrembërimeve të ndryshme. Për të realizuar të tilla teste krahasuese Përdoren modele të ndryshme të kanaleve të komunikimit, duke lejuar marrjen e një rryme të vogël gabimesh të kanalit të komunikimit. Në shumë raste, lidhja përcaktohet nga statistikat e bllokut të gabimeve të lidhjes. Statistikat e bllokut të gabimeve të kanalit të komunikimit kuptohet si shpërndarja P (t, n) e probabiliteteve t të gabimeve në një bllok me gjatësi n bit për kuptime të ndryshme t dhe n (t≤n). Për shembull, modeli i kanalit të komunikimit Purtov specifikohet nga statistikat e bllokut të gabimeve të kanalit të komunikimit. Metoda e propozuar lejon, në bazë të statistikave të bllokut të gabimeve të kanalit të komunikimit, të merret një rrjedhë e vogël e gabimeve të kanalit të nevojshme për testimin e pajisjeve të ndryshme. Ekziston një metodë e njohur për modelimin e një kanali komunikimi me gabime të pavarura, në të cilën fillimisht llogaritet probabiliteti mesatar i gabimit për bit në kanal dhe më pas, në përputhje me këtë probabilitet, fitohen gabimet në kanalin e komunikimit. Disavantazhi i kësaj metode është shtrirja e kufizuar e zbatimit të saj, pasi shpërndarja e gabimeve në kanalet reale të komunikimit ndryshon ndjeshëm nga shpërndarja e gabimeve të pavarura. Më e afërta me metodën e propozuar është një metodë për modelimin e një kanali komunikimi me grupimin e gabimeve sipas modelit të kanalit Markov (prototipi), i cili konsiston në faktin se së pari grupi i gjendjeve të kanalit të komunikimit s 0, s 1, .. ., përcaktohet s m-1 dhe llogariten probabilitetet e kushtëzuara P (e/si) ndodhja e një gabimi në çdo gjendje si, i = 0, ..., m-1 të kanalit të komunikimit. Më tej, në përputhje me probabilitetin e gabimit të kushtëzuar për gjendjen aktuale të kanalit të komunikimit, merren gabime në kanalin e komunikimit. Në këtë rast, gjendja tjetër e kanalit të komunikimit përcaktohet nga probabilitetet e tranzicionit P (s j / s i), që korrespondojnë me kalimin nga gjendja aktuale s i në gjendjet pasuese të kanalit të komunikimit s j. Disavantazhi i kësaj metode është kompleksiteti i lartë modelimi i një kanali komunikimi bazuar në statistikat e bllokut të një kanali komunikimi, pasi kur ndërtohet një model Markov bazuar në statistikat e bllokut të një kanali komunikimi, kërkohet një sasi e madhe llogaritjeje për të përcaktuar parametrat e modelit Markov. Për më tepër, në shumë raste, për të përftuar saktësi të pranueshme, modeli Markov do të ketë një numër të madh gjendjesh, gjë që e vështirëson marrjen e statistikave pak për bit të kanalit të komunikimit. Për më tepër, kjo metodë ka një performancë të ulët për faktin se në çdo gjendje të kanalit të komunikimit, gjenerohet vetëm një bit i rrjedhës së gabimit, dhe më pas merret një vendim për kalimin në gjendjen tjetër. Qëllimi i shpikjes është të thjeshtojë modelimin e kanalit të komunikimit duke marrë rrjedhën e gabimit direkt nga statistikat e bllokut të kanalit të komunikimit dhe duke rritur shpejtësinë, pasi në çdo gjendje të kanalit të komunikimit mund të gjenerohet një sekuencë gabimi, e përbërë nga një ose më shumë bit, dhe vetëm pas kësaj merret vendimi për të kaluar në gjendjen tjetër të kanalit të komunikimit. Për të arritur qëllimin, propozohet një metodë, e cila konsiston në faktin që së pari të përcaktohet grupi i gjendjeve të kanalit të komunikimit s 0, s 1, ..., s m-1 dhe të llogaritet probabilitetet e kushtëzuara P (e / si ) të shfaqjes së një gabimi në çdo gjendje si, i = 0, ..., m-1 kanal komunikimi. Më tej, në përputhje me probabilitetin e gabimit të kushtëzuar për gjendjen aktuale të kanalit të komunikimit, merren gabime në kanalin e komunikimit. Ajo që është e re është se çdo gjendje e kanalit të komunikimit korrespondon me një ngjarje të ndodhjes një kombinim të caktuar gabimet si = 0 i 1 në momentet që i paraprijnë kohës aktuale, ku 0 i 1 = 0 ... 01 është një kombinim binar i përbërë nga i pozicione të njëpasnjëshme në të cilat nuk ka asnjë gabim, dhe një pozicion në të cilin ndodh një gabim, ndërsa për secila nga gjendjet e kanalit të komunikimit, llogariten probabilitetet e kushtëzuara P (0 k 1 / si), dhe gabimet në kanalin e komunikimit merren në formën e një sekuence të formës 0 k 1 në përputhje me probabilitetin e kushtëzuar P (0 k 1 / si). Le të shqyrtojmë zbatimin e metodës së propozuar për modelimin e një kanali komunikimi duke përdorur shembullin e ndërtimit të një modeli të modifikuar të një kanali komunikimi sipas Purtov. Modeli i modifikuar i kanalit të komunikimit sipas Purtov përcaktohet nga statistikat e bllokut të kanalit të komunikimit. Sipas modelit të modifikuar të kanalit të komunikimit sipas Purtov, probabiliteti i t dhe më shumë gabimeve (t≥2) në një bllok me gjatësi n bit shprehet me formulën: ku p është probabiliteti mesatar i gabimit (f<0.5), a është faktori i grupimit të gabimeve (0≤a≤1), vlera a = 0 përafërsisht korrespondon me një kanal me gabime të pavarura dhe = 1 - në një kanal kur të gjitha gabimet janë të përqendruara në një grup, Probabiliteti i shtrembërimit të fjalës së koduar është Ky model gabimesh përcaktohet vetëm nga dy parametra p dhe a, dhe për parametra të ndryshëm të modelit ai përshkruan me saktësi shumë kanale reale të komunikimit. Statistikat e bllokut të këtij kanali komunikimi përcaktohen nga ekuacioni Statistikat e bllokut të kanalit bëjnë të mundur në shumë raste që thjesht të merren karakteristika të ndryshme të sistemit të komunikimit, për shembull, të përcaktohet besueshmëria e marrjes së mesazheve të mbrojtura nga një kod korrigjues gabimi. Probabiliteti i marrjes së saktë të një kodi korrigjues të gabimit që korrigjon t gabimet dhe ka një gjatësi blloku n vlerësohet me formulën: Fatkeqësisht, detyra e statistikave të bllokut të kanalit të komunikimit në modelin e modifikuar të kanalit të komunikimit sipas Purtov shkakton vështirësi të konsiderueshme në marrjen e bitstream-it të gabimeve të nevojshme për testimin e pajisjeve të transmetimit të të dhënave. Prandaj, propozohet një metodë që gjeneron një rrjedhë të vogël gabimesh që plotëson statistikat e bllokut të kanalit të komunikimit, në veçanti, statistikat e bllokut të modelit të modifikuar të kanalit të komunikimit sipas Purtov. Konsideroni një kanal të balancuar binar. Le të jetë p (0 i) probabiliteti i shfaqjes së një intervali pa gabime me gjatësi i-bit, i = 0,1, .... Ky probabilitet llogaritet në bazë të formulës (2) p (0 i) = 1-P (≥1, i). Kur ndërtohet një model kanali nga të dhënat eksperimentale, shpërndarja e probabilitetit të gjatësisë së intervaleve pa gabime përcaktohet drejtpërdrejt nga statistikat e gabimeve të një kanali real komunikimi. Bazuar në shpërndarjen e probabilitetit p (0 i), më pas llogariten shpërndarjet e mëposhtme të probabilitetit p (0 i 1), p (10 i 1), p (10 i 11), ku 1 do të thotë një bit i gabuar. Këto probabilitete llogariten sipas rregullave të përsëritura të mëposhtme ku E drejtë Metoda e propozuar përdor probabilitete të kushtëzuara ku probabilitetet e pakushtëzuara p (10 i + 1 1) dhe p (110 i 1) llogariten me formulat (5) dhe (7), përkatësisht, dhe p (11) = 1-2 × p (0) + p ( 00) dhe p (01) = p (0) -p (00). Probabilitetet e kushtëzuara p (0 i 1/11) dhe p (0 i 1/01) vendosin probabilitetet e intervaleve pa gabime të gjatësisë i biteve, me kusht që modeli të gjeneronte një kombinim prej 11 ose 01 përpara kësaj dhe vetëm dy gjendje të kanalit të komunikimit përdoren për të gjeneruar gabime, që korrespondojnë me kombinimet e gabimeve 11 dhe 01. Në modelin tonë, vetëm kombinime të tilla gabimesh mund të ndodhin në momentet që i paraprijnë momentit aktual, pasi krijohen sekuenca të formës 0 i 1. Për i = 0, gjendja e kanalit të komunikimit do të korrespondojë me kombinimin 11, dhe për i> 0 - gjendjen 01. Pasi të kemi përcaktuar gjendjen e kanalit të komunikimit në kohën aktuale, atëherë, duke përdorur formulat (8) dhe (9), ne llogaritni probabilitetet e kushtëzuara p (0 i 1/11) dhe p (0 i 1/01) dhe, në përputhje me këto probabilitete, ne përcaktojmë sekuencën e formës 0 k 1, e cila është rrjedha e biteve të gabimeve në komunikim. kanal. Në të njëjtën kohë, në fillim, gjenerohet një numër i rastësishëm p i shpërndarë në mënyrë uniforme në intervalin nga 0 në 1 dhe probabilitetet e kushtëzuara p (0 i 1/11) ose p (0 i 1/01) mblidhen, duke filluar me i. = 0, dhe si rezultat, sekuenca 0 k 1, e cila zgjidhet sipas rregullit të mëposhtëm ku karakteri # mund të jetë 0 ose 1. Vini re se për të rritur shpejtësinë e modelit të kanalit, gjatësia e intervaleve të pashtrembëruara k për çdo numër të rastësishëm p të marrë me ndonjë gabim të pranueshëm mund të llogaritet paraprakisht përpara fillimit të simulimit dhe të vendoset në një tabelë, hyrja e së cilës do të jetë vlera e p, dhe dalja është gjatësia e intervalit të pashtrembëruar k. Në procesin e modelimit, gjatësitë e intervaleve të pashtrembëruara më pas do të përcaktohen nga tabela që shfaq varësia funksionale ndërmjet p dhe k. Meqenëse vëllimi i tabelës është i kufizuar, "bishti" i shpërndarjes, i cili shfaq marrëdhënien midis p dhe k, i cili nuk përfshihet në tabelë, duhet të përafrohet me një marrëdhënie të përshtatshme analitike, për shembull, një marrëdhënie proporcionale. (vijë e drejtë). Në këtë rast, ngjarjet që korrespondojnë me "bishtin" e shpërndarjes, si rregull, nuk kanë gjasa dhe gabimi i përafrimit nuk ndikon ndjeshëm në saktësinë e modelimit. Shembull. Tabela tregon statistikat e bllokut P 1 (t, n) të modelit të modifikuar të kanalit të komunikimit sipas Purtov, të llogaritur duke përdorur formulat (1) dhe (2), dhe statistika të ngjashme P 2 (t, n) të rrjedhës së gabimit për metodën e propozuar për modelimin e kanalit të komunikimit. Parametrat e modelit të modifikuar të kanalit të komunikimit sipas Purtov: p = 0,01, a = 0,3, gjatësia e bllokut n = 31, vëllimi i rrjedhës së gabimit ishte 1,000,000 bit. chi-katrori statistikor i testit të përshtatshmërisë për shpërndarjet teorike të probabilitetit P 1 (t, n) dhe P 2 (t, n) eksperimentale do të jetë χ 2 = 0.974, që tregon një shkallë të lartë të përafrimit të modelit të propozuar dhe modeli i modifikuar i kanalit të komunikimit sipas Purtov. Në metodën e propozuar, rrjedha e biteve të gabimeve të kanalit të komunikimit merret drejtpërdrejt në bazë të statistikave të bllokut të kanalit të komunikimit, në veçanti, metoda bazohet në përdorimin e statistikave të intervaleve të pashtrembëruara. Në shumë raste, kjo do të thjeshtojë ndërtimin e modelit të kanalit. Për shembull, për krahasim, modeli Markov i modelit të modifikuar të kanalit të komunikimit sipas Purtov, i cili lejon gjenerimin e një rryme të vogël gabimesh dhe sigurimin e saktësisë së pranueshme, do të ketë të paktën 7 gjendje. Numri i parametrave të pavarur të një modeli të tillë është, në përputhje me rrethanat, jo më pak se 49. Për më tepër, për të marrë parametrat e modelit Markov nga statistikat e bllokut, kërkohet një sasi e madhe llogaritjeje. Metoda e konsideruar, edhe kur gjeneron një rrjedhë gabimi bazuar në vetëm dy gjendje të kanalit të komunikimit, siguron një saktësi të lartë të modelit, gjë që thjeshton zbatimin e metodës. Përveç kësaj, në çdo gjendje kanali, një sekuencë gabimesh të formës 0 k 1, e përbërë nga një ose më shumë bit, i cili rrit shpejtësinë e metodës. Rezultati teknik i arritur i metodës së propozuar për modelimin e një kanali komunikimi është thjeshtimi i zbatimit të tij dhe rritja e shpejtësisë. Burimet e informacionit 1. Zeliger N.B. Bazat e transmetimit të të dhënave. Libër mësuesi për universitetet, M., Komunikimi, 1974, f. 25. 2. Blokh E.L., Popov O.V., Torino V.Ya. Modelet e burimit të gabimeve në kanalet e transmetimit informacion dixhital... M.: 1971, f. 64. 3. Samoilov V.M. Përgjithësuar modeli analitik kanal me shpërndarje grupore të gabimeve. Pyetje të radio-elektronikës, ser. OVR, nr. 6, 1990. Një metodë për modelimin e një kanali komunikimi, e cila konsiston në përcaktimin e grupit të gjendjeve të kanalit të komunikimit s 0, s 1, ..., s m-1 dhe llogaritjen e probabiliteteve të kushtëzuara P (e / si) të shfaqjes së një gabim në çdo gjendje si, ku i = 0 , ..., m-1 kanal komunikimi, dhe në përputhje me probabilitetin e gabimit të kushtëzuar për gjendjen aktuale të kanalit të komunikimit, në kanalin e komunikimit fitohen gabime, të karakterizuara nga ajo që përcaktohet probabiliteti i shfaqjes së një intervali pa gabime p (0 i) me gjatësi i bit, sipas të cilit në bazë të probabiliteteve p (0 i) sipas rregullave të përsëritura, probabilitetet e kushtëzuara p (0 i 1/ 11), p (0 i 1/01) të intervaleve pa gabime të gjatësisë i llogariten bit në çdo moment aktual të kohës dhe para këtij momenti kohor, me kusht që për të gjeneruar gabime, përdoren dy gjendje të kanalit të komunikimit, që korrespondon me një kombinim të gabimeve 11 ose 01, gjeneron një numër të rastësishëm p të shpërndarë në mënyrë uniforme në intervalin nga 0 në 1, përmbledhja e probabiliteteve të kushtëzuara p (0 i 1/11), p (0 i 1/01) duke filluar me i = 0, dhe si rezultat marrim Emetohet sekuenca 0 k 1, e cila përbën bitstream-in e gabimeve të kanalit të komunikimit. Patenta të ngjashme: Shpikja ka të bëjë me sistemet për kodim dhe dekodim. ... Shpikja ka të bëjë me teknologji kompjuterike dhe teknika e marrjes së transmetimit të mesazheve dhe mund të përdoret për të rritur besueshmërinë e marrjes informacion të qëndrueshëm Qëllimi i shpikjes është të përmirësojë besueshmërinë e marrjes së informacionit vijues. Shpikja ka të bëjë me fushën e kodimit të informacionit diskret dhe mund të përdoret për të transferuar informacion. Rezultati teknik është rritja e besueshmërisë së transmetimit të informacionit. Metoda bazohet në konvertimin e informacionit të koduar në marrëdhënie fazore të dy segmenteve të sekuencave të përsëritura në anën e transmetimit dhe transformimet e anasjellta në anën marrëse. 6 i sëmurë. Shpikja ka të bëjë me fushën siguria e informacionit... Rezultati teknik - nivel të lartë mbrojtjen kriptografike të proceseve të negocimit nga përgjimi i tyre nëpërmjet përdorimit të algoritmeve të kodimit kriptografik. Metoda e kriptimit / deshifrimit sinjale analoge, i përbërë nga një rrjedhë rajonesh me n-bashkësi të të dhënave të dixhitalizuara të cikleve të kuantizimit sipas Kotelnikov është se gjatë kriptimit, nga zona e rrjedhës së të dhënave hyrëse formohet një kornizë kriptimi me dimensionin e cikleve të n-kuantizimit, pastaj nga këto cikle n-kuantizimi me anë të operacioneve llogaritëse një numër i mjaftueshëm ciklesh kuantizimi të koduara që kanë veçori dalluese nga ciklet e tjera të kuantizimit të kornizave të enkriptimit, më pas, kornizat e enkriptimit i nënshtrohen një ndryshimi relativ të renditjes së tyre në përputhje me enkriptimin. kyç, i cili është një grup i një grupi fjalësh kodi kontrolli këtë algoritëm kodimi kriptografik dhe në hap pas hapi Konvertimi dixhital në analog në formën e një rryme të vazhdueshme të kornizave të enkriptimit që ndjekin në mënyrë të pandashme del në kanalin e komunikimit si një sinjal analog dalës i ngjashëm me zhurmën. Aktiv partitë birësuese e të dekriptimit të kanalit të komunikimit Procesi i deshifrimit të rrjedhës së të dhënave hyrëse fillon me funksionimin hap pas hapi të cikleve të kuantizimit për kërkimin dhe ndarjen e kornizës së enkriptimit nga rrjedha e të dhënave hyrëse, duke përdorur shpërndarjen e cikleve të koduara të kuantizimit që kanë veçoritë e veta dalluese që korrespondojnë me çelësin e enkriptimit. Në këto operacione hap pas hapi të kërkimit dhe përcaktimit të kornizës së enkriptimit, zbatohet procesi i llogaritjes së funksionit të korrelacionit të përputhjes së grupeve të fjalëve kodike të çelësave të anëve transmetuese dhe marrëse, ndërsa grupi i fjalëve kodike të çelësi i deshifrimit është një algoritëm për dekodimin kriptografik të të dhënave të enkriptuara në hyrje. Pas përcaktimit të kornizës së enkriptimit nga rrjedha e të dhënave hyrëse dhe përputhjes së grupit të fjalëve të koduara kyçe, sinjalet analoge të daljes të restauruara të deshifruara gjenerohen me anë të konvertimit dixhital në analog. komunikimi me zë... Për të mbrojtur kodet e çelësave të enkriptimit nga leximi dhe "plasaritja" e mundshme në hyrjen e kanalit transmetues, ofrohet një program i veçantë për filtrimin e breshërisë dixhitale të rrjedhës së të dhënave hyrëse, si dhe mundësia e përdorimit një numër i madh opsionet e çelësit të enkriptimit. 2 n.p. f-ly. Shpikja ka të bëjë me fushën e komunikimit radio. Rezultati teknik është një rritje në shkallën e transmetimit të të dhënave duke vlerësuar probabilitetin e një gabimi për bit kur kodohet duke përdorur një bllok linear të një kodi korrigjues të gabimit. Një metodë për vlerësimin e probabilitetit të një gabimi për bit, në të cilën një burim mesazhi gjeneron një sekuencë bitesh dhe e transmeton atë në hyrjen e një koduesi, në të cilin një sekuencë kodohet duke përdorur një kod blloku linear për të marrë një fjalë kod me gjatësi n bit, dhe nga dalja fjala e koduar transmetohet në hyrjen e një modulatori, në të cilin moduloni dhe merrni sinjal informacioni, transmetoni një sinjal në kanalin e komunikimit dhe nga dalja e kanalit të komunikimit transmetoni një sinjal në hyrjen e demodulatorit, në të cilin merret një fjalë kodi e marrë, e cila mund të përmbajë gabime për shkak të pranisë së shtrembërimeve në kanalin e komunikimit, transmetoni fjalën e koduar në hyrjen e dekoderit, në të cilin kombinimi deshifrohet dhe merrni fjalë informacioni, si dhe numrin q të gabimeve të zbuluara dhe nga dalja e parë e dekoderit transmeton fjalën e informacionit në hyrjen e marrësit të mesazhit, dhe nga dalja e dytë e dekoderit transmeton numrin q të barabartë me numrin e gabimeve të zbuluara nga dekoderi në marrë fjalë kodike, në hyrjen e bllokut të kontrollit. 1 i sëmurë. Shpikja lidhet me fushën e teknologjisë së komunikimit dhe mund të përdoret për të simuluar një kanal komunikimi diskret me gabime të pavarura dhe grupuese V rast i përgjithshëm kanalet klasifikohen sipas natyrës së sinjaleve hyrëse dhe dalëse. Një kanal quhet i vazhdueshëm (sipas niveleve të sinjalit) nëse grupi i sinjaleve hyrëse dhe dalëse është i panumërueshëm. Nëse grupi i sinjaleve me kohë diskrete në hyrje dhe dalje është i kufizuar (në nivele), kanali quhet diskret. Një kanal quhet gjysmë i vazhdueshëm nëse është diskret në hyrje dhe i vazhdueshëm në dalje. Kanalet radio që përmbajnë një lidhje radio - hapësirë e hapur, në parim janë kanale të vazhdueshme. Kanalet reale të radios janë shumë të ndryshme për sa i përket vetive dhe karakteristikave të tyre. Për të thjeshtuar detyrën e përcaktimit të karakteristikave statistikore të sinjaleve të vëzhguara në daljet e kanalit, në shumë raste këshillohet përdorimi modele tipike kanale reale që shfaqin vetitë e tyre më thelbësore. Për të vendosur një model matematikor, mjafton të tregohen kufizimet e vendosura në grupin e sinjaleve të mundshme hyrëse dhe, gjë që është veçanërisht e rëndësishme, karakteristikat probabilistike të lëkundjeve të daljes. Le të shqyrtojmë së pari modelet më tipike dhe më të përdorura të kanaleve të vazhdueshme. Këto modele janë me interes për transmetimin e sinjalit nga burime të vazhdueshme dhe diskrete. Në vijim, do të supozojmë se të gjitha modelet përfaqësojnë kanale me zhurmë shtesë Gaussian n (t)
duke pasur pritshmëri matematikore zero dhe një funksion të caktuar korrelacioni. Modeli më tipik është me zhurmën e bardhë, e cila përafron zhurmën e luhatjes termike, e cila është e pashmangshme e pranishme në të gjitha kanalet reale. Një kanal me një sinjal të njohur saktësisht. Sinjali i daljes së kanalit është Supozohet se forma valore s (t)
, faktor intensiteti A
dhe vonesa janë të njohura (në veçanti, që korrespondon me një ndryshim në referencën e kohës në daljen e kanalit). Këtu shpërndarja e sinjalit x është Gaussian. Ky model është i zbatueshëm për radarët në kushte të idealizuara kur diapazoni, shpejtësia dhe RCS e objektit janë konstante. Mund të përdoret gjithashtu për të përafruar kanalet radiotelegrafike satelitore, si dhe për kanale radio me parametra që ndryshojnë ngadalë, për të cilat vlerat A
dhe mund të parashikohet me saktësi të arsyeshme. Një kanal me një fazë sinjali të rastësishëm. Ndryshe nga ai i mëparshmi, vonesa është ndryshore e rastësishme... Për sinjalet me brez të ngushtë s (t)
me frekuencën qendrore të spektrit, shprehja për sinjalin e daljes paraqitet si ku dhe janë funksionet e konjuguara Hilbert; - faza fillestare e rastësishme. Në mënyrë tipike, faza supozohet të jetë e shpërndarë në mënyrë uniforme gjatë intervalit. Ky model mund të përdoret për të njëjtat kanale si ai i mëparshmi nëse faza fillestare e sinjaleve në daljen e kanalit luhatet për një arsye ose një tjetër (paqëndrueshmëria e frekuencës së oshilatorit, luhatjet në gjatësinë e rrugës së përhapjes së sinjalit). Në kanalet e radio komunikimit me një fazë të rastësishme, amplituda shpesh është gjithashtu e rastësishme. A
... Me ndryshimet e Rayleigh në amplitudë dhe fazën ekuiprobabile, komponentët e kuadraturës janë variabla të rastësishme Gaussian. Me një sinjal saktësisht të njohur s (t)
Kanali në shqyrtim mund të quhet një kanal Gaussian me një sinjal kuazi-përcaktues, d.m.th., një sinjal i një forme të njohur, një numër i kufizuar parametrash të të cilit janë të rastësishëm. Kanal radiotelegraf me interferencë ndërsimbolesh. Ndërhyrja ndërsimbolike e sinjaleve radiotelegrafike është pasojë e shpërndarjes së sinjaleve me kalimin e kohës. Ajo manifestohet në faktin se sinjali i dobishëm në daljen e kanalit, i përshkruar nga një shprehje e përgjithshme e formës është rezultat i mbivendosjes së përgjigjeve të kanalit ndaj veprimit të sinjaleve të së njëjtës formë që arrijnë në kanal me vonesa të ndryshme kohore. Ndërhyrja ndërsimbolike është kryesisht pasojë e jolinearitetit të përgjigjes fazore të kanalit të transmetimit. Në kanalet e radios me gjatësi vale të ndryshme, shkaku i ndërhyrjes ndërsimbolike është shpesh përhapja me shumë rrugë e valëve të radios. Një kanal me një sinjal pothuajse determinist dhe ndikime të jashtme ndërhyrëse. Në kanal, në sfondin e zhurmës së bardhë Gaussian, ka një sinjal të një forme të njohur me parametra të rastësishëm dhe një grup sinjalesh ndërhyrëse. Ky model është i zbatueshëm për kanalet radio që transmetojnë sinjale nga burime të mesazheve diskrete në kushte të mbingarkesës së fortë të kanalit me sinjale të jashtme me të njëjtën strukturë, si dhe në kushtet e krijimit të ndërhyrjeve aktive të qëllimshme. Kanali Gaussian me sinjal të rastësishëm... Sinjali në daljen e kanalit paraqitet si ku zhurma dhe sinjali janë procese të rastësishme. Shpesh supozohet se sinjali S
dhe për këtë arsye NS
shpërndahet sipas ligjit Gaussian. Në disa raste, modeli Gaussian përshkruan në mënyrë të kënaqshme kanalet e transmetimit të mesazhit nga burime të vazhdueshme duke përdorur modulimin e amplitudës. Kanal me një sinjal strukturor determinist dhe ndikime të jashtme ndërhyrëse... Një sinjal strukturor përcaktues kuptohet si një sinjal radio, karakteristikat e bartësit dhe lloji i modulimit të të cilit janë të njohura, ndërsa sinjali modulues A (t)
është një proces i vazhdueshëm i rastësishëm me karakteristika statistikore të njohura. Në rastin e përgjithshëm, sinjali në daljen e kanalit mund të përfaqësohet si Modeli në shqyrtim ndryshon nga modeli i një kanali me sinjale kuazi-përcaktuese vetëm në natyrën e grupit të parametrave të rastësishëm të koduar në sinjalet radio të një strukture dhe formë të njohur. Modelet e një kanali diskrete në studimin teorik të sistemeve radio janë me interes të rëndësishëm, pasi imuniteti i zhurmës i sistemeve nën ndikimin e ndërhyrjeve intensive përcaktohet kryesisht nga metodat e kodimit dhe dekodimit të sinjaleve moduluese dhe demoduluese. Gjatë zgjidhjes së këtyre problemeve, këshillohet përdorimi i modeleve të thjeshta të kanaleve diskrete, në ndërtimin e të cilave nuk merren parasysh drejtpërdrejt vetitë e një kanali të vazhdueshëm. Në një kanal diskrete, hyrjet dhe daljet janë trena pulsi që përfaqësojnë një rrymë simbolesh kodi. Prandaj, në modelin e kanalit diskret, së bashku me kufizimet në parametrat e grupit sinjalet e mundshme në hyrje, mjafton të tregohet shpërndarja e probabiliteteve të kushtëzuara të sinjalit të daljes për një sinjal hyrës të caktuar. Për të përcaktuar grupin e sinjaleve hyrëse, mjafton të tregoni numrin m
karaktere të ndryshme, numër n
pulsimet në sekuencë dhe, nëse është e nevojshme, kohëzgjatja T në
dhe T jashtë
çdo impuls në hyrje dhe dalje të kanalit. Si rregull, këto kohëzgjatje janë të njëjta, kështu që kohëzgjatjet e çdo n
- sekuencat në hyrje dhe dalje. Për shkak të efektit të zhurmës në kanal, ritmet e pulsit në hyrje dhe dalje të kanalit mund të jenë të ndryshme. Në përgjithësi, për çdo n
është e nevojshme të tregohet probabiliteti që kur transmetohet ndonjë sekuencë V
dalja do të jetë një zbatim specifik i sekuencës së rastësishme V
. Shikuar këtu n
-sekuencat mund të përfaqësohen me vektorë në m n
-hapësira euklidiane dimensionale, në të cilën veprimet e "mbledhjes" dhe "zbritjes" kuptohen si modul i mbledhjes së bitave m
dhe shumëzimi me një numër të plotë përcaktohet në mënyrë të ngjashme. Në këtë hapësirë, këshillohet të merret në konsideratë "vektori i gabimit" E
, i cili duhet kuptuar si diferenca bitale midis vektorëve hyrës (të transmetuar) dhe dalës (të marrë), ose ndryshe, përfaqëson vektorin e marrë si shumën e vektorit të transmetuar dhe të gabimit:, ku vektori i gabimit të rastësishëm E
luan rolin e pengesës në një kuptim të caktuar n (t)
në modelin e kanalit të vazhdueshëm. Modele te ndryshme kanal diskrete ndryshojnë në shpërndarjen e probabilitetit të vektorit të gabimit. Në rastin e përgjithshëm, shpërndarja e probabilitetit E mund të varet nga zbatimi i vektorit. Vektori i gabimit fiton një interpretim veçanërisht të qartë në rastin e një kanali binar, kur m
= 2. Shfaqja e simbolit 1
kudo në vektorin e gabimit tregon praninë e një gabimi në bitin përkatës të transmetuar n
-sekuenca. Numri i karaktereve jozero në vektorin e gabimit quhet pesha e vektorit të gabimit. Modeli më i thjeshtë i një kanali diskret është një kanal simetrik pa memorie. Ky është një kanal në të cilin secili transmetohet karakter kodi mund të ngatërrohet me një probabilitet fiks R
dhe korrigjoni me probabilitet q = 1 - p
, dhe në rast gabimi, në vend të simbolit të transmetuar, mund të merret çdo simbol tjetër me probabilitet të barabartë, d.m.th. >
(2.13) Termi "jashtë memorjes" do të thotë se probabiliteti i ndodhjes së një gabimi në ndonjë bit të sekuencës n nuk varet nga cilat karaktere janë transmetuar përpara këtij biti dhe si janë marrë. Mundësia e ndonjë n
-vektori i gabimit të peshës dimensionale l
në këtë kanal është Mundësia e asaj që ndodhi l
çdo gabim i vendosur në mënyrë të rastësishme përgjatë n
-sekuenca, të përcaktuara nga ligji i Bernulit (2.14) ku Modeli i një kanali simetrik pa memorie (kanali binomial) është një përafrim i mirë i një kanali me zhurmë të bardhë shtesë me një shumëzues konstant të intensitetit të sinjalit. Oriz. 1, a tregon një grafik që tregon probabilitetet e tranzicionit në një kanal binar simetrik pa memorie. Në një kanal me një fund pa memorie, gabimet ndodhin gjithashtu në mënyrë të pavarur nga njëri-tjetri, megjithatë, probabilitetet e kalimit të simboleve 1 në 0 dhe prapa kur sinjali kalon në kanal janë të ndryshme. Grafiku përkatës i probabiliteteve të tranzicionit në këtë kanal është paraqitur në Fig. 1, b. Për të dhënë një përshkrim matematikor të kanalit, është e nevojshme dhe e mjaftueshme të tregohet grupi i sinjaleve që mund të futen në hyrjen e tij, dhe për çdo sinjal hyrës të pranueshëm, të specifikohet një proces (sinjal) i rastësishëm në daljen e kanalit. Detyra e procesit kuptohet në kuptimin siç është përcaktuar në § 2.1, dhe reduktohet në specifikimin e një shpërndarje probabiliteti në një formë ose në një tjetër. Një përshkrim i saktë matematikor i çdo kanali real është zakonisht mjaft i vështirë. Në vend të kësaj, ata përdorin modele të thjeshtuara matematikore që bëjnë të mundur identifikimin e të gjitha rregullsive më të rëndësishme të një kanali real, nëse karakteristikat më domethënëse të kanalit merren parasysh gjatë ndërtimit të modelit dhe detaje të vogla që kanë pak efekt në rrjedhën e komunikimi janë hedhur poshtë. Le të shqyrtojmë modelet matematikore më të thjeshta dhe më të përdorura të kanaleve, duke filluar me kanalet e vazhdueshme, pasi ato paracaktojnë kryesisht natyrën e kanaleve diskrete. Një kanal ideal me zhurmë është një qark linear me një funksion transferimi konstant, zakonisht i përqendruar në një brez të kufizuar frekuence. Çdo sinjal hyrës me një spektër brenda një brezi të caktuar frekuence dhe me një fuqi mesatare të kufizuar (ose fuqi maksimale Ppik) është i pranueshëm. Këto kufizime janë tipike për të gjitha kanalet e vazhdueshme dhe në të ardhmen nuk do të diskutohen. Vini re se nëse fuqia e sinjalit nuk është e kufizuar, por konsiderohet e fundme, atëherë grupi i sinjaleve të pranueshme formon një hapësirë vektoriale, ose me dimensione të fundme (me kufizime të caktuara në kohëzgjatjen dhe gjerësinë e spektrit) ose me dimensione të pafundme (me më të dobëta kufizime). Në një kanal ideal, sinjali i daljes për një sinjal hyrës të dhënë rezulton të jetë përcaktues. Ky model ndonjëherë përdoret për të përshkruar kanalet kabllore... Megjithatë, në mënyrë rigoroze, është i papërshtatshëm për kanale reale, të cilat në mënyrë të pashmangshme përmbajnë, megjithëse shumë të dobëta, ndërhyrje shtesë. Një kanal me zhurmë shtesë Gaussian, në të cilin është sinjali i daljes ku është sinjali i hyrjes; i përhershëm; Zhurma shtesë Gaussian me pritshmëri matematikore zero dhe një të dhënë funksioni i korrelacionit... Më shpesh konsiderohet zhurmë e bardhë ose pothuajse e bardhë (me një densitet spektral uniform në brezin e spektrit të sinjalit Zakonisht, vonesa nuk merret parasysh, e cila korrespondon me një ndryshim në referencën e kohës në daljen e kanalit. Disa ndërlikime të këtij modeli përftohen nëse koeficienti i transmetimit dhe vonesa konsiderohen si funksione të njohura të kohës: Ky model përshkruan në mënyrë të kënaqshme shumë kanale me tela, kanale radio për komunikim brenda vijës së shikimit, dhe edhe kanalet radio me zbehje totale të ngadaltë, në të cilat vlerat e Kanali me fazë sinjali të papërcaktuar ndryshon nga temat e mëparshme se vonesa në të është një ndryshore e rastësishme. Për sinjalet me brez të ngushtë, duke marrë parasysh (2.69) dhe (3.2), shprehja (3.29) në mënyrë konstante dhe të rastësishme mund të përfaqësohet në formën ku është transformimi Hilbert i një faze fillestare të rastësishme. Shpërndarja e probabilitetit supozohet të jetë e specifikuar, më së shpeshti vendoset uniforme në intervalin nga 0 në Ky model përshkruan në mënyrë të kënaqshme të njëjtat kanale si ai i mëparshmi, nëse faza e sinjalit luhatet në to. Ky luhatje shkaktohet nga ndryshime të vogla në gjatësinë e kanalit, vetitë e mediumit në të cilin kalon sinjali, si dhe nga paqëndrueshmëria fazore e oshilatorëve të referencës. Një kanal Gaussian me një rreze me një zbehje të përgjithshme (luhatje në amplituda dhe faza të sinjalit) përshkruhet gjithashtu me formulën (3.30), por faktori K, si faza, konsiderohet procese të rastësishme... Me fjalë të tjera, komponentët e kuadraturës Kur komponentët e kuadraturës ndryshojnë në kohë, lëkundjet e marra Siç vërehet në f. 94, shpërndarja njëdimensionale e koeficientit të transmetimit mund të jetë Rayleigh (3.25) ose Rayleigh i përgjithësuar (3.26). Kanale të tilla quhen, përkatësisht, kanale me zbehje Rayleigh ose të përgjithësuar të Rayleigh. Në një rast më të përgjithshëm, ai ka një shpërndarje me katër parametra. Ky model quhet Gaussian i përgjithësuar. Modeli i kanalit të zbehjes me një shteg përshkruan mjaft mirë shumë kanale radio komunikimi në breza të ndryshëm valësh, si dhe disa kanale të tjera. Një kanal linear me një funksion transferimi të rastësishëm dhe zhurmë Gaussian është një përgjithësim i mëtejshëm. Në këtë kanal, lëkundjet e daljes shprehen në termat e sinjalit të hyrjes dhe përgjigjes së impulsit të rastësishëm të kanalit. Ky model është mjaft universal si për komunikimet me tela ashtu edhe për ato radio dhe përshkruan kanalet me frekuencë kohore. Shpërndarja e kohës së kanalit shpesh mund t'i atribuohet një karakteri diskret (modeli i kanaleve me shumë rrugë) dhe në vend të (3.33) mund të përdoret përfaqësimi ku është numri i rrezeve në kanal; komponentët kuadraturë të funksionit të transferimit të kanalit për një rreze që janë brenda spektrit sinjal me brez të ngushtë praktikisht nuk varen nga bashkë. Një kanal me shpërndarje të kohës dhe frekuencës është plotësisht i specifikuar nëse përveç funksioneve të korrelacionit të zhurmës, specifikohen statistikat e përgjigjes së impulsit të rastësishëm të kanalit (ose funksioni i transferimit ose statistikat e komponentëve kuadratikë për të gjithë rrezet). Kanalet me zhurmë komplekse shtesë (luhatje, të grumbulluara, impulsive) përshkruhen nga cilido nga modelet e mëparshme me shtimin e përbërësve shtesë të zhurmës shtesë. e tyre Përshkrimi i plotë kërkon vendosjen e karakteristikave probabilistike të të gjithë përbërësve të zhurmës shtesë, si dhe parametrave të kanalit. Këto modele pasqyrojnë plotësisht kanalet reale të komunikimit, megjithatë, ato përdoren rrallë në analizë për shkak të kompleksitetit të tyre. Duke kaluar te modelet e kanaleve diskrete, është e dobishme të kujtojmë se ai gjithmonë përmban një kanal të vazhdueshëm si dhe një modem. Ky i fundit mund të konsiderohet si një pajisje që konverton një kanal të vazhdueshëm në një diskret. Prandaj, në parim, është e mundur të nxirret një model matematikor i një kanali diskret nga modelet e kanalit të vazhdueshëm dhe modemit. Kjo qasje është shpesh e frytshme, por ajo çon në modele mjaft komplekse. Le të shqyrtojmë modele të thjeshta të një kanali diskret, në ndërtimin e të cilit nuk janë marrë parasysh vetitë e një kanali të vazhdueshëm dhe të një modemi. Sidoqoftë, duhet të mbahet mend se kur dizajnoni një sistem komunikimi, është e mundur të ndryshoni modelin e kanalit diskret brenda një diapazoni mjaft të gjerë për një model të caktuar kanali të vazhdueshëm duke ndryshuar modemin. Modeli i kanalit diskret përmban vendosjen e një grupi sinjalesh të mundshme në hyrjen e tij dhe shpërndarjen e probabiliteteve të kushtëzuara të sinjalit të daljes për një hyrje të caktuar. Këtu, sinjalet hyrëse dhe dalëse janë sekuenca të simboleve të kodit. Prandaj, për të përcaktuar sinjalet e mundshme hyrëse, mjafton të tregohet numri i simboleve të ndryshme (baza e kodit), si dhe kohëzgjatja e transmetimit të secilit simbol. Do të supozojmë se kuptimi është i njëjtë për të gjitha simbolet, gjë që bëhet në shumicën e kanaleve moderne. Vlera përcakton numrin e karaktereve të transmetuara për njësi të kohës. Siç thuhet në § 1.5, kjo quhet shpejtësi teknike dhe matet në baud. Çdo simbol që arrin në hyrjen e kanalit shkakton shfaqjen e një simboli në dalje, në mënyrë që shpejtësia teknike në hyrje dhe në dalje të kanalit të jetë e njëjtë. Në rastin e përgjithshëm, për cilindo, probabiliteti që kur ndonjë sekuencë e caktuar e simboleve të kodit futet në hyrjen e kanalit, njëfarë zbatimi i një sekuence të rastësishme do të shfaqet në dalje. Në këtë rast, të gjitha -sekuencat (vektorët), numri i të cilave është i barabartë, formojnë një hapësirë vektoriale të fundme -dimensionale, nëse "shtimi" kuptohet si një modul përmbledhjeje bitish dhe në mënyrë të ngjashme për të përcaktuar shumëzimin me një skalar (numër i plotë). Për një rast të veçantë, një hapësirë e tillë është konsideruar në § 2.6. Le të prezantojmë një përkufizim tjetër të dobishëm. Diferencën bitwise (natyrisht, në vlerë absolute midis vektorit të marrë dhe të transmetuar) do ta quajmë si një vektor gabimi.Kjo do të thotë se kalimi i një sinjali diskret nëpër kanal mund të konsiderohet si shtim i një vektori hyrës me një gabim. Vektori i gabimit luan në një kanal diskret afërsisht të njëjtin rol si zhurma v kanal i vazhdueshëm... Kështu, për çdo model, një kanal diskret mund të shkruhet duke përdorur mbledhjen në hapësirën vektoriale (bitë, modul ku janë sekuenca të rastësishme të simboleve në hyrje dhe dalje të kanalit; vektori i gabimit të rastësishëm, i cili në përgjithësi varet nga Modele të ndryshme ndryshojnë në shpërndarjen e probabilitetit të vektorit Kuptimi i vektorit të gabimit është veçanërisht i thjeshtë në rastin e kanaleve binare, kur përbërësit e tij marrin vlerat 0 dhe 1. Çdo njësi në gabim vektor do të thotë që një simbol është marrë në vendin përkatës të sekuencës së transmetuar e gabuar, dhe çdo zero do të thotë marrjen pa gabime të karakterit. Numri i karaktereve jozero në vektorin e gabimit quhet pesha e tij. E thënë thjesht, modemi, i cili bën kalimin nga një kanal i vazhdueshëm në një diskret, i shndërron ndërhyrjet dhe shtrembërimet e kanalit të vazhdueshëm në një rrjedhë gabimesh. Le të rendisim modelet më të rëndësishme dhe mjaft të thjeshta të kanaleve diskrete. Një kanal simetrik pa memorie përkufizohet si një kanal diskret në të cilin çdo simbol kodi i transmetuar mund të merret gabimisht me një probabilitet fiks dhe saktë me një probabilitet, dhe në rast gabimi, çdo simbol tjetër mund të merret me probabilitet të barabartë në vend të simbol i transmetuar. Kështu, probabiliteti që një simbol të merret nëse ai transmetohet është i barabartë Termi "jashtë kujtese" do të thotë që probabiliteti për të marrë një simbol gabimisht nuk varet nga historia, domethënë nga ato simbole janë transmetuar para tij dhe si janë marrë ato. Në vijim, për hir të shkurtimit, në vend të "probabilitetit të marrjes së gabuar të një simboli" do të themi "probabiliteti i një gabimi". Është e qartë se probabiliteti i ndonjë vektori të gabimit dimensional në një kanal të tillë ku I është numri i karaktereve jozero në vektorin e gabimit (pesha e vektorit të gabimit). Probabiliteti që të ketë ndodhur ndonjë gabim, i vendosur në mënyrë arbitrare në të gjithë sekuencën e gjatësisë, përcaktohet nga formula e Bernoulli ku është koeficienti binomial i barabartë me numrin e kombinimeve të ndryshme I të gabimeve në një bllok me gjatësi Ky model quhet edhe kanali binomial. Ai përshkruan në mënyrë të kënaqshme kanalin që shfaqet me një zgjedhje të caktuar të modemit, nëse nuk ka zbehje në kanalin e vazhdueshëm, dhe zhurma shtesë është e bardhë (ose të paktën thuajse e bardhë). Probabilitetet e tranzicionit në një kanal simetrik binar janë paraqitur në mënyrë skematike në formën e një grafiku në Fig. 3.3. Oriz. 3.3. Probabilitetet e tranzicionit në një kanal simetrik binar Oriz. 3.4. Probabilitetet e tranzicionit në një kanal binar simetrik të fshirjes Oriz. 3.5. Probabilitetet e tranzicionit në një kanal asimetrik binar Një kanal simetrik pa memorie me fshirje ndryshon nga ai i mëparshmi në atë që alfabeti në dalje të kanalit përmban një simbol shtesë të treguar nga shenja Ky simbol shfaqet kur qarku i 1-rë i vendimit (demoduluesi) nuk mund të identifikojë me besueshmëri simbolin e transmetuar. Probabiliteti i një refuzimi të tillë për të marrë një vendim ose për të fshirë një karakter në këtë model është konstante dhe nuk varet nga transmetimi simbol. Duke futur fshirjen, është e mundur të zvogëlohet ndjeshëm gjasat e një gabimi, ndonjëherë edhe konsiderohet e barabartë me zero... Në fig. 3.4 tregon në mënyrë skematike probabilitetet e kalimeve në një model të tillë. Një kanal asimetrik pa memorie karakterizohet, si modelet e mëparshme, nga fakti se gabimet ndodhin në të në mënyrë të pavarur nga njëri-tjetri, por probabilitetet e gabimit varen nga cili simbol transmetohet. Pra, në një kanal asimetrik binar, probabiliteti i marrjes së karakterit "1" gjatë transmetimit të karakterit "0" nuk është i barabartë me probabilitetin për të marrë "0" kur transmetohet "1" (Fig. 3.5). Në këtë model, probabiliteti i një vektori gabimi varet nga sekuenca e simboleve të transmetuara. Kanali Markov është modeli më i thjeshtë kanal diskret me memorie. Në të, formohet probabiliteti i gabimit zinxhir i thjeshtë Markov, domethënë, varet nëse simboli i mëparshëm është marrë saktë ose gabimisht, por nuk varet nga cili simbol transmetohet. Një kanal i tillë, për shembull, lind nëse një i afërm modulimi fazor(shih më poshtë, § 4.5). Kanal me aditivë zhurmë diskreteështë një përgjithësim i modeleve të kanaleve simetrike. Në një model të tillë, probabiliteti i vektorit të gabimit nuk varet nga sekuenca e transmetuar. Probabiliteti i çdo vektori të gabimit supozohet të jetë i dhënë dhe, në përgjithësi, nuk përcaktohet nga pesha e tij. Në shumë kanale, nga dy vektorë me të njëjtën peshë, ka më shumë gjasa që ata të jenë të vendosur afër njëri-tjetrit, d.m.th., ka një tendencë për grupim të gabimeve. Një rast i veçantë i një kanali të tillë është një kanal me një parametër të ndryshueshëm (VPC). Në këtë model, probabiliteti i gabimit për çdo simbol është një funksion i disa parametrave që përfaqësojnë një sekuencë të rastësishme, diskrete ose të vazhdueshme, me shpërndarje probabiliteti të njohur, në veçanti, me një funksion të njohur korrelacioni. Parametri mund të jetë skalar ose vektor. Mund të themi se përcakton gjendjen e kanalit. Ky model ka shumë ndryshime. Njëri prej tyre është modeli Hilbert, në të cilin merr vetëm dy vlera - dhe probabiliteti i gabimit në është i barabartë me zero, dhe në është i barabartë me 0.5. Janë dhënë probabilitetet e kalimeve nga gjendja dhe anasjelltas. Në një kanal të tillë, të gjitha gabimet ndodhin në dhe për këtë arsye grupohen shumë ngushtë. Ekzistojnë gjithashtu modele më komplekse të ingranazheve, për shembull, modeli Popov-Torin. Ato studiohen në kurse speciale. Kujtesa në pikën e kontrollit përcaktohet nga intervali i korrelacionit të parametrit Kanal me zhurmë dhe memorie jo shtesë. Kanali ISI. Probabiliteti i një gabimi në të varet nga personazhet e transmetuar, si në modelin e një kanali me një fund pa memorie, por jo nga ai simbol (ose jo vetëm nga ai) për të cilin përcaktohet probabiliteti i gabimit, por nga simbolet që i janë transmetuar. Kanal diskret quhet një grup fondesh të destinuara për transmetim sinjale diskrete... Kanale të tilla përdoren gjerësisht, për shembull, në transmetimin e të dhënave, telegrafinë dhe radarin. Mesazhet diskrete, të përbëra nga një sekuencë karakteresh të alfabetit të burimit të mesazheve (alfabeti kryesor), konvertohen në kodues në një sekuencë karakteresh. Vëllimi m alfabeti i karaktereve (alfabeti dytësor), si rregull, më pak vëllim l alfabeti i shenjave, por ato mund të jenë të njëjta. Mishërimi material i një simboli është një sinjal elementar i marrë në procesin e manipulimit - një ndryshim diskret në një parametër të caktuar të bartësit të informacionit. Sinjalet elementare gjenerohen duke marrë parasysh kufizimet fizike të vendosura nga një linjë e caktuar komunikimi. Si rezultat i manipulimit, çdo sekuencë karakteresh shoqërohet me sinjal kompleks... Sigurisht, shumë sinjale komplekse. Ato ndryshojnë në numër, përbërje dhe marrëveshje reciproke sinjale elementare. Termat "chip" dhe "simbol", si dhe "sinjal kompleks" dhe "sekuencë simbolesh" do të përdoren në mënyrë sinonimike në vijim. Modeli i informacionit i një kanali të zhurmshëm përcaktohet nga një grup simbolesh në hyrje dhe dalje të tij dhe një përshkrim të vetive probabilistike të transmetimit. personazhe individuale... Në përgjithësi, një kanal mund të ketë shumë gjendje dhe të kalojë nga një gjendje në tjetrën si me kalimin e kohës ashtu edhe në varësi të sekuencës së simboleve të transmetuara. Në çdo gjendje, kanali karakterizohet nga matrica e probabiliteteve të kushtëzuara? () Që simboli i transmetuar u i do të perceptohet në dalje si një simbol? j. Vlerat e probabiliteteve në kanalet reale varen nga shumë faktorë të ndryshëm: vetitë e sinjaleve që janë bartës fizikë të simboleve (energjia, lloji i modulimit, etj.), natyra dhe intensiteti i ndërhyrjes që ndikon në kanal, mënyra e përcaktimit të sinjal në anën marrëse. Nëse ekziston një varësi e probabiliteteve të kalimit të kanalit në kohë, e cila është tipike për pothuajse të gjitha kanalet reale, quhet kanal komunikimi jo-stacionar. Nëse kjo varësi është e parëndësishme, përdoret një model në formën e një kanali të palëvizshëm, probabilitetet e kalimit të të cilit nuk varen nga koha. Një kanal jo-stacionar mund të përfaqësohet nga një numër kanalesh të palëvizshme që korrespondojnë me intervale të ndryshme kohore. Kanali është emëruar me " memorie»(Me efekt të mëvonshëm), nëse probabilitetet e kalimit në një gjendje të caktuar kanali varen nga ajo shtetet e mëparshme... Nëse probabilitetet e kalimit janë konstante, d.m.th. kanali ka vetëm një gjendje, quhet kanal i palëvizshëm pa memorie... Një kanal k-ary është një kanal komunikimi në të cilin numri i simboleve të ndryshme në hyrje dhe dalje është i njëjtë dhe i barabartë me k. Kanal binar diskrete stacionar pa memorie përcaktohet në mënyrë unike nga katër probabilitete të kushtëzuara: p (0/0), p (1/0), p (0/1), p (1/1). Është e zakonshme të përshkruhet një model i tillë kanali në formën e një grafiku të paraqitur në Fig. 4.2, ku p (0/0) dhe p (1/1) janë probabilitetet e transmetimit të pashtrembëruar të simboleve, dhe p (0/1) dhe p (1/0) janë probabilitetet e shtrembërimit (transformimit) të simboleve 0 dhe 1, respektivisht. Nëse probabilitetet e shtrembërimit të simbolit mund të merren të barabarta, d.m.th., atëherë quhet një kanal i tillë binare kanal simetrik
[për p (0/1) p (1/0), thirret kanali asimetrike]. Simbolet në daljen e tij janë marrë saktë me probabilitet? dhe gabim - me probabilitet 1-p = q. Modeli matematik thjeshtuar. Ishte ky kanal që u studiua më intensivisht jo aq për shkak të rëndësisë së tij praktike (shumë kanale reale përshkruhen prej tij shumë afërsisht), por për shkak të thjeshtësisë së përshkrimit matematik. Rezultatet më të rëndësishme të marra për një kanal simetrik binar shtrihen në klasa më të gjera kanalesh. Duhet theksuar edhe një model kanali, i cili kohët e fundit është bërë gjithnjë e më i rëndësishëm. Ky është një kanal diskret fshirjeje. Është karakteristikë për të që alfabeti i simboleve dalëse ndryshon nga alfabeti i simboleve hyrëse. Në hyrje, si më parë, simbolet janë 0 dhe 1, dhe në daljen e kanalit, gjendjet janë të fiksuara, në të cilat sinjali me bazë të barabartë mund të referohet ose një ose zero. Në vend të një karakteri të tillë, nuk vendoset as zero dhe as një: gjendja shënohet me një karakter shtesë të fshirjes S. Gjatë dekodimit, është shumë më e lehtë të korrigjohen simbole të tilla sesa ato të keqidentifikuara. Në fig. 4 3 tregon modelet e kanalit të fshirjes në mungesë (Fig. 4.3, a) dhe në prani (Fig. 4.3, 6) të transformimit të simboleve.
Dokumente të ngjashme
Mbajtësit e patentës RU 2254675:
Modelet e kanaleve të vazhdueshme
në mënyrë që sinjali i daljes të paraqitet siModelet e kanaleve diskrete
- koeficienti binomial (numri kombinime të ndryshme l
gabimet në n
-sekuenca).
