Материал: Проектирование тракта передачи данных между источником и получателем информации

Рисунок 5. Структурная схема системы с РОС

Рисунок 6. Структурная схема алгоритма системы с РОСНП

2 Расчетная часть

.1 Определение оптимальной длины кодовой комбинации, при которой обеспечивается наибольшая относительная пропускная способность

Рассчитаем пропускную способность R, соответствующую заданному значению n, по формуле (20).

 (20)

Максимальное R=1,82589

Следовательно n=511

.2 Определение числа проверочных разрядов в кодовой комбинации, обеспечивающих заданную вероятность необнаруженной ошибки

Нахождение параметров циклического кода n, k, r.

Значение r находится по формуле (21).

 (21)

n - длина кодовой комбинации,

k - количество информационных символов,

r - количество проверочных символов.

r=10

Параметры циклического кода n, k, r ;

n, k, r имеют следующую зависимость

Следовательно k = n - r = 511 - 7 = 504

.3 Выбор типа порождающего (образующего) полинома

Образующий полином степени r находится по таблице неприводимых полиномов и с учетом последней цифры зачетной книжки:

g(x) = х8+х4+х3+х+1

.4 Построение схемы кодера для выбранного образующего полинома и пояснение его работы

Работа кодера на его выходе характеризуется следующими режимами.

1.Формирование k элементов информационной группы и одновременно деление полинома, отображающего информационную часть хr m(х), на порождающий (образующий ) полином g(х) с целью получения остатка от деления r(х).

2. Формирование проверочных r элементов путем считывания их с ячеек схемы деления хr m(х) на выход кодера.

Структурная схема кодера приведена на рисунке 6.

Цикл работы кодера для передачи n = 511 единичных элементов составляет n тактов. Тактовые сигналы формируются передающим распределителем, который на схеме не указан.

Первый режим работы кодера длится k = 501 такт. От первого тактового импульса триггер Т занимает положение, при котором на его прямом выходе появляется сигнал "1", а на инверсном - сигнал "0". Сигналом "1" открываются ключи (логические схемы И) 1 и 3 . Сигналом "0" ключ 2 закрыт. В таком состоянии триггер и ключи находятся k+1 тактов, т.е. 502 такта. За это время на выход кодера через открытый ключ 1 поступят 504 единичных элементов информационной группы k = 504.

Одновременно через открытый ключ 3 информационные элементы поступают на устройство деления многочлена хr m(х) на g(х).

Деление осуществляется многотактным фильтром с числом ячеек, равным числу проверочных разрядов (степени порождающего полинома). В рассматриваемом случае число ячеек r=7. Число сумматоров в устройстве равно числу ненулевых членов g(х) минус единица. В данном случае число сумматоров равно четырем. Сумматоры устанавливаются после ячеек, соответствующих ненулевым членам g(х). Поскольку все неприводимые полиномы имеют член х°=1, то соответствующий этому члену сумматор установлен перед ключом 3 (логической схемой И).

После k=504 такта в ячейках устройства деления окажется записанным остаток от деления r(х).

При воздействии k+1=502 тактового импульса триггер Т изменяет свое состояние: на инверсном выходе появляется сигнал "1", а на прямом - "0". Ключи 1 и 3 закрываются, а ключ 2 открывается. За оставшиеся r=10 тактов элементы остатка от деления (проверочная группа) через ключ 2 поступают на выход кодера, также начиная со старшего разряда.

Рисунок 6. Структурная схема кодера

.5 Построение схемы декодера для выбранного образующего полинома и пояснение его работы

Функционирование схемы декодера (рисунок 7) сводится к следующему. Принятая кодовая комбинация, которая отображается полиномом Р(х) поступает в декодирующий регистр и одновременно в ячейки буферного регистра, который содержит k ячеек. Ячейки буферного регистра связаны через логические схемы "нет", пропускающие сигналы только при наличии "1" на первом входе и "0" - на втором (этот вход отмечен кружочком). На вход буферного регистра кодовая комбинация поступит через схему И1. Этот ключ открывается с выхода триггера Т первым тактовым импульсом и закрывается k+1 тактовым импульсом (полностью аналогично работе триггера Т в схеме кодера) . Таким образом, после k=501 тактов информационная группа элементов будет записана в буферный регистр. Схемы НЕТ в режиме заполнения регистра открыты, ибо на вторые входы напряжение со стороны ключа И2 не поступает.

Одновременно в декодирующем регистре происходит в продолжение всех n=511 тактов деление кодовой комбинации (полином Р(х) на порождающий полином g(х)). Схема декодирующего регистра полностью аналогична схеме деления кодера, которая подробно рассматривалась выше. Если в результате деления получится нулевой остаток - синдром S(х)=0, то последующие тактовые импульсы спишут информационные элементы на выход декодера.

При наличии ошибок в принятой комбинации синдром S(х) не равен 0. Это означает, что после n-го (511) такта хотя бы в одной ячейке декодирующего регистра будет записана “1”.Тогда на выходе схемы ИЛИ появится сигнал. Ключ 2 (схема И2) сработает, схемы НЕТ буферного регистра закроются, а очередной тактовый импульс переведет все ячейки регистра в состояние "0". Неправильно принятая информация будет стерта. Одновременно сигнал стирания используется как команда на блокировку приемника и переспрос.

Рисунок 7. Структурная схема декодера

.6 Получение схемы кодирующего и декодирующего устройства циклического кода с применением пакета «System View»

На вход кодера подается сигнал 1 и 510 нулей

Рисунок 8. Схема кодера

Рисунок 10

Рисунок 11. Схема декодера

Рисунок 12. Сигналы декодера, полученные в окне анализа

На рисунке 13 представлен декодер с исправлением ошибок.

Рисунок 13. декодер с исправлением ошибок

Рисунок 14. Сигналы декодера с исправлением ошибок

.7 Определение объема передаваемой информации при заданном темпе Tпер и критерии отказа t отк

Объем передаваемой информации находится по формуле (22).

W = R.B.(Tпер - tотк). (22)

 (бит).

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

.8 Определение емкости накопителя

Емкость накопителя определяется по формуле (23)

, (23)

где tp - время распространения сигнала по каналу связи, с;

tk - длительность кодовой комбинации из n разрядов, с.

Но ,

где L - расстояние между оконечными станциями, км;

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

B - скорость модуляции, Бод.

 (с).

 (c).

.

2.9 Расчет характеристик основного и обходного каналов ПД

Для основного канала:

1)  Максимальная скорость работы канала В = 1200 Бод.

2)      Распределение вероятности возникновения хотя бы одной ошибки на длине n.

 (24)

.

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

. (25)

.

4)  время распространения сигнала tp =  с.

5)      вероятность необнаруживаемой декодером ошибки.

 (26)

6)  вероятность обнаружения кодом ошибки.

. (27)

.

7)  избыточность кода.

. (28)

.

8)  скорость кода.

. (29)

.

9)  Средняя относительная скорость передачи в РОСнп бл

tож = tр + tр + tак + tас + tс = + ++ = 0.9892 с.

tк = tс=

tак = tас = 0.5 tк = 0.5. 0.4258 = 0.2129 с.

10)    Вероятность правильного приема.

 (31)

Для обходного канала:

1)      максимальная скорость работы канала В = 75 Бод.

 с.

) Распределение вероятности возникновения хотя бы одной ошибки на длине n.

.

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

.

4)      время распространения сигнала tp =  с.

5)      вероятность необнаруживаемой декодером ошибки.

6)      вероятность обнаружения кодом ошибки.

.

7)      избыточность кода.

.

8)      скорость кода.

.

9)      Средняя относительная скорость передачи в РОСнп бл

tож = tр + tр + tак + tас + tс = + +  + = 13.7636 с.

tк = tс=

tак = tас = 0.5 tк = 0.5.  = 3.407 с.

10)    Вероятность правильного приема.

 (21)

.10 Построение временной диаграммы работы системы

Система с решающей обратной связью, непрерывной передачей и блокировкой приемника строят таким образом, что после обнаружения ошибки приемник стирает комбинацию с ошибкой и блокируется на h комбинаций (т. е. не принимает h последующих комбинаций), а передатчик по сигналу переспроса повторяет h комбинаций (комбинацию с ошибкой и h-1комбинаций, следующих за ней). Эти системы позволяют организовать непрерывную передачу кодовых комбинаций с сохранением порядка их следования. Поэтому одновременно с формированием сигнала переспроса УУ приемной стороны блокирует (т. е. запрещает) вывод информации потребителю из Нпр на время, равное h комбинациям. Получив сигнал переспроса по обратному каналу, УУ приемной стороны ожидает конца передачи последней комбинации, во время которой получен этот сигнал. Затем ИС блокируется также на время передачи h комбинаций, а из Нпер в это время в канал через кодер передаются хранящиеся в накопителе последние h комбинаций. После их передачи ИС опять получает разрешение на передачу очередных комбинаций. Таким образом, последовательность передаваемых и принимаемых комбинаций не нарушается.

Временная диаграмма, соответствующая параметры h, tож и tр, которые были рассчитаны выше (п. 2.9), изображена на рисунке 15.

Рисунок 15. Временная диаграмма работы системы ПДС с РОСнпбл

2.11 Выбор по географической карте Казахстана двух пунктов, отстоящих на L км

Магистраль на карте:

Шымкент - 0 км;

Тараз - 185 км;

Шу - 450 км;

Алматы -700 км;

Капчагай - 780 км;

Балхаш - 1650 км;

Астана - 4700 км.

Заключение

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