Проектування тракту передачі даних

Размещено на http://www.allbest.ru/

"Проектування тракту передачі даних"

електрозв'язок проектування приймач

Завдання

Спроектувати середньошвидкісний тракт передачі даних (ТПД) між двома джерелами і одержувачами інформації, віддаленими один від одного на L км.

Для підвищення вірності передачі використати систему з вирішальним зворотнім зв'язком, неперервною передачею і блокуванням приймача (РОС-НПбл). Система з РОС працює в режимі виявлення помилок з перезапитом неправильно прийнятої інформації. Для виявлення помилок в блоках, що приймаються, використовується циклічний код.

Розподіл помилок в дискретному каналі описується моделлю Пуртова Л.П. Для підвищення надійності ТПД застосовується постійне резервування.

Потрібно:

Пояснити суть моделі часткового опису дискретного каналу (модель Пуртова Л.П.), звернувши особливу увагу на параметр - коефіцієнт групування помилок.

Розрахувати імовірність помилки оптимального прийому елемента при заданих : виді модуляції, значеннях сигналу та флуктуаційної завади в каналі.

Побудувати залежності імовірностей помилок в блоці від його довжини для трьох значень імовірності помилки в елементі.

Побудувати структурну схему системи з РОС-НПбл і описати алгоритм її функціонування, використовуючи часові діаграми, побудовані за умовами варіанту для n з пункту 5.

Визначити оптимальну довжину кодової комбінації n_опт, при якій забезпечується найбільша відносна пропускна спроможність R.

Визначити число перевірочних розрядів в кодовій комбінації r, що забезпечують задану імовірність невиявленої помилки. Знайти параметри циклічного коду n, k, r. Для отриманої довжини блоку побудувати графік розподілу імовірностей кратності помилок t.

Вибрати тип породжуючого (утворюючого) полінома g(х) з урахуванням останньої цифри студентського квитка.

Побудувати функціональну схему кодера для вибраного g(х) і пояснити його роботу.

Побудувати функціональну схему декодера для вибраного g(х), пояснити його роботу.

Побудувати повну функціональну схему модему з урахуванням заданого виду модуляції

Побудувати принципову схему пристрою, заданого у варіанті, використовуючи ІМС заданої серії.

Розрахувати надійність принципової схеми.

Визначити обсяг W інформації, що передається, для заданого темпу Т_пер і критерію відмови t_від.

По географічній карті вибрати два пункти, віддалені на L км, вибрати основну і обхідну магістраль, розбивши її на ряд дільниць довжиною 500-1000 км. Пункти переприйому прив'язати до великих населених пунктів.

Розрахувати показники надійності основного і обхідного каналів ПД.

Провести резервування каналів ПД по різних варіантах і вибрати найбільш економічний варіант, що забезпечує вимоги завдання по надійності.

ВИХІДНІ ДАНІ

Дані, загальні для всіх варіантів:

Швидкість модуляції: В = 1200 Бод;

Швидкість поширення сигналу в каналі зв'язку: V = 80000 км/с;

Середній час наробки на відмову групового пристрою: Т_ГП = 1500 ч;

Середній час відновлення групового пристрою: = 1,5 ч;

Середній час відновлення пристрою захисту від помилок ПЗП: = 0,33 ч;

Середній час відновлення пристрою перетворення сигналів ППС:=0,33 ч;

Імовірність помилки в дискретному каналі: Р_{пом 1} = 0,5·10^-3 і Р_{пом 2} = 5·10^-3.

Дані, що залежать від варіанту:

Елементна база ІМС серії К - 555;

Вид модуляції - ВФМ;

Швидкість передачі інформації: С = 2400 біт/с;

Рівень потужності сигналу на виході каналу: Р_{С ВИХ} = - 46,4 дБ;

Ефективне значення аддитивої флуктуаційної завади: U_{п еф} = 1,7 мВ;

Розробити принципову схему вузла - Г (генератор);

Імовірність невиявленої помилки: Р_НВП = 0,8·10^-6;

Відстань між кінцевими станціями: L = 4700 км;

Коефіцієнт групування помилок: = 0,62;

Мінімальна кодова відстань циклічного коду: d₀ = 5;

Темп передачі інформації: Т_ПЕР = 580 с;

Критерій відмови: t_від = 60 с;

Час наробки на відмову ПЗП: Т_ПЗП = 460 г;

Час наробки на відмову ППС: Т_ППС = 790 г;

Коефіцієнт готовності тракту: К_Г =;

Імовірність безвідмовної роботи протягом 12 г. не менше:

Р(t=12 год)= 0,97.

Вступ

Передача даних (ПД) є найважливішим видом документального електрозв'язку. Цей вид набуває все більше значення і поширення в сучасному електрозв'язку, що визначається його призначенням. Поняття «дані» є досить широким: це певний тип повідомлень, що створюються різними автоматичними цифровими пристроями (наприклад, засобами обчислювальної техніки) і мають формат кодових комбінацій, як правило, двійкового коду. Такі повідомлення - повідомлення даних - звичайно призначені для обробки електронно-обчислювальними машинами (ЕОМ) або створюються внаслідок такої обробки.

Спочатку цей вид зв'язку служив для передачі повідомлень від цифрових датчиків і віддалених терміналів до ЕОМ, і таким чином створювалися системи телеобробки даних. Потім з розвитком цифрових методів передачі будь-яких видів повідомлень, передача даних стала використовуватися для перенесення різного типу файлів, факсимільних повідомлень і навіть аудіо і відео повідомлень. Такі повідомлення стали називати відповідно: датаграми, факсограми, мовограми і відеограми - аналогічно до телеграми - повідомлення самого старого виду докумен-тального електрозв'язку, тобто телеграфії.

Особливістю ПД в порівнянні з іншими видами документального електрозв'язку (телеграфією і факсимільним зв'язком) є підвищені вимоги до характеристик: швидкості, вірності передачі і надійності.

Курсовий проект по дисципліні "Системи документального електрозв'язку" передбачає проектування тракту передачі даних між джерелом інформації і одержувачем інформації.

Тракт передачі даних (ТПД), що проектується, є типовим прикладом системи документального електрозв'язку, якому присвячена дисципліна.

До якості тракту передачі даних ставляться дуже високі вимоги по вірності передачі і надійності, відображені в завданні на курсовий проект; тому проектується некомутований ТПД.

На вказані характеристики впливають передусім параметри каналу зв'язку, що входить в тракт. Як неперервний канал використовується стандартний канал тональної частоти, утворений аналоговою системою передачі (наприклад, К1920). Дискретний канал утвориться включенням передаючої і приймальної частин пристрою перетворення сигналів (ППС). Наприклад, в нашому випадку це можуть бути відповідно модулятор і демодулятор. При заданих параметрах неперервного каналу і виді модуляції визначиться імовірність помилки в одиничному елементі і пропускна спроможність дискретного двійкового каналу.

Для задоволення вимог до вірності передачі системи ПД (задана величина імовірності невиявленої помилки на виході системи) необхідно вжити заходів захисту від помилок і включити в систему відповідний пристрій захисту від помилок ПЗП.

У завданні вказаний спосіб побудови ПЗП: для підвищення вірності передачі використати систему з вирішуючим зворотним зв'язком (ВЗЗ), неперервною передачею і блокуванням приймача. Система з ВЗЗ працює в режимі виявлення помилок з перезапитом неправильно прийнятої інформації. При цьому для виявлення помилок використовується циклічний код.

Щоб задовольнити вимоги завдання до надійності системи ПД, потрібно зробити розрахунок показників надійності (передусім імовірності безвідмовної роботи протягом заданого часу). При заданих параметрах надійності елементів системи виявиться, що вимога завдання не виконується. Для підвищення надійності пропонується застосувати постійне резервування, причому потрібно використати найбільш економічний варіант резервування. Спочатку резервуються окремі найбільш дешеві елементи системи (ППС, ПЗП), а потім більш коштовні (канали зв'язку). У результаті формується тракт передачі даних - ТПД з необхідними по завданню характеристиками.

Всі самостійні рішення, що приймаються при проектуванні повинні бути обгрунтовані, і таким чином студент освоює інженерний підхід до проектування досить складних систем.

Модель часткового опису дискретного каналу (МОДЕЛЬ Л.П.ПУРТОВА)

На жаль, найпростіша пуассонова модель надто рідко може використовуватися: в реальних каналах помилки групуються в пакети (пачки). Моделі для опису таких каналів стають складними і різноманітними.

Найпростіша з них модель Гілберта, яка передбачає, що канал може знаходитися в одному з двох станів: «хорошому», коли помилок немає, і «поганому», коли виникає пакет помилок. Стан системи (каналу) визначається на кожному часовому інтервалі - кроці, а перехід з одного стану в інший відбувається покроково. Таким чином, модель Гілберта належить до класу так званих ланцюгів Маркова. Для опису каналу модель вимагає завдання імовірностей переходу з одного стану в інше або збереження попереднього стану, а також імовірності помилки в «поганому» стані. Існує велика кількість моделей, що враховують (з різною мірою подробиці) закономірності утворення пакетів помилок і розподілу помилок всередині і поза пакетами. Вони досить складні, задаються великим числом параметрів, які важко прив'язати до реальних каналів зв'язку, і відповідно мало придатні для інженерних розрахунків.

Виходом з цієї ситуації для інженерів-зв'язківців з'явилися спрощені моделі, що дають частковий опис каналу. За допомогою такої моделі можна визначити залежність Р(t >1, n) - імовірності появи помилкової комбінації від її довжини n і Р( > t, n) - імовірність появи комбінацій довжиною n з t і більше помилками.

Залежність імовірності появи помилкової кодової комбінації від її довжини n визначається наближеною формулою

P( n ^{1 -} p ,

де - показник групування помилок.

Якщо, то пакетування помилок відсутнє, і появу помилок потрібно вважати незалежною, а формула переходить у відповідну формулу пуассонової моделі:

P( n ^1- p = n p .

Найбільше значення (0,5-0,7) спостерігається в кабельних лініях зв'язку, оскільки короткочасні переривання і імпульсні завади приводять до появи пакетів з великою щільністю помилок. У радіорелейних лініях, де нарівні з інтервалами великої щільності помилок спостерігаються інтервали з рідкими помилками, значення лежить в межах від 0,3 до 0,5. У короткохвильових радіотелеграфних каналах показник групування помилок самий невеликий (0,3 - 0,4).

Імовірність P( є неубуваючою функцією n. Очевидно, що при n=1 P(= p, а при n, імовірність P(1.

Для вибору способу захисту від помилок і побудови ПЗП потрібно оцінювати розподіл помилок в комбінаціях різної довжини. Тому нам знадобиться не тільки імовірність появи спотворених комбінацій (хоча б одна помилка), але й імовірність прийому комбінацій довжиною n з t і більше помилками P(. Модель Л.П. Пуртова пропонує формулу, що дозволяє при t < n/3, обчислити з достатньою точністю значення P (:

P (.

Як видно з цих двох формул, модель Л.П. Пуртова дуже проста і легко прив'язується до реального каналу, оскільки необхідно визначити, наприклад, виміряти, лише р і .

Приклади побудованих графіків залежності імовірностей P(- криві на рисунку 1.1 - показують зміну P( при зростанні n для значень імовірності помилки в елементі р₂ и р₃. Нижня крива відповідає меншому значенню р.

Рис.

Розрахунок імовірності помилки оптимального прийому елемента

Найвищу завадостійкість забезпечує оптимальний прийом по критерію мінімальної повної імовірності помилки (оптимальний приймач Котельникова). Такий приймач має так звану потенційну завадостійкість, і імовірність помилки в прийомі елемента сигналу визначається наступною формулою

р = 0.5 [ 1-Ф ( h) ],

де Ф(х)= е ^{- t2/2} dt функція Крампа

коефіцієнт в залежності від виду модуляції приймає значення:

Для визначення імовірності помилки р при оптимальному прийомі сигналу з відносною фазовою модуляцією - ВФМ, можна скористатися наближеними формулами відповідно

Р_ВФМ = 2 р_ФМ = 1-Ф ( h) (2.1)

h = , (2.2)

Е - енергія сигналу,

N - спектральна щільність потужності флуктуаційної завади.

Енергію сигналу розраховуємо, знаючи тривалість елемента сигналу (задана швидкість модуляції В) і рівень потужності сигналу на виході каналу Рс вих, дБ

Спектральну щільність потужності завади визначимо, знаючи її потужність Рз і смугу частот каналу ТЧ: задана ефективна напруга завади в каналі Uз еф і відомий омічний опір каналу ТЧ.



Використовуючи вищевказані формули (2.3 - 2.8) та зробивши деякі спрощення, запишемо формулу 2.2:

Знаючи рівень сигналу, можна знайти напругу сигналу по формулі:

Uc = U₀*10 ^{Pc вих/20} ,

де U₀=0,775 В.

Uc = 0,775*10 ^-46,4/20 = 3,7 (мВ)

Таким чином отримуємо:

Для визначення імовірності помилки р при оптимальному прийомі сигналу ВФМ, скористатємося наближеною формулою:

Р_ВФМ = 2 р_ФМ = 1-Ф ( h) (2.1.1)

Знайшовши значення функції Крампа (в спеціальній таблиці) для h = 2,17 отримаємо:

Р_ВФМ = 2 р_ФМ = 1-Ф ( h) = 1-Ф (2,9981) = 1-0,9973 = 2,7·10^-3 (0,0027).

Побудува залежності імовірностей помилок в блоці від його довжини

Залежність імовірності появи помилкової кодової комбінації від її довжини n визначається наближеною формулою:

де:

· p₁ = 0,0005 (задано);

· p₂ = 0,005 (задано);

· p₃ = 0,0027 (розраховано в розділі 2);

· - коэфіцієнт групування помилок, = 0,62.

Табл 3.1.Результати розрахунку проміжних точок залежності ймовірностей помилок в блоку від його довжини

Використовуючи вищевказані результати, будуємо графік залежностей імовірностей від помилок в блоці (p₁, p₂, p₃) від його довжини:



Рис.

Рис.

Система з ВЗЗ і неперервною передачею інформації

Використання систем із зворотним зв'язком (ОС) є ефективним і самим поширеним методом боротьби з помилками, оскільки при введенні в повідомлення порівняно невеликої надмірності дозволяють істотно підвищити вірність передачі даних. Введення зворотного зв'язку шляхом організації зворотного каналу фактично робить систему ПД адаптивною: вона отримує можливість враховувати стан каналу зв'язку. При наявності в ньому помилок («поганий» канал) вводиться додаткова надмірність за допомогою повторної передачі помилкових блоків (кодових комбінацій).

Розроблені різні алгоритми роботи систем із ЗЗ. У залежності від того, де приймається рішення про повторну передачу помилкових блоків, розрізнюють системи з інформаційним зворотним зв'язком (ІЗЗ) і вирішуєчим (ВЗЗ). У першому випадку рішення приймає передаюча частина, у другому - приймальна, причому частіше за все для рішення використовується надмірний код з виявленням помилок (наприклад, циклічний).

Найбільш поширені системи з ВЗЗ, причому з двох можливих їх варіантів - з очікуванням або неперервною передачею (НП) звичайно вибирають останній. Він більш ефективний, оскільки не тратить час на очікування сигналів рішення приймача.

Розглянемо алгоритм роботи системи, що рекомендується в завданні - ВЗЗ- НПбл.

У системах з цим алгоритмом передавач передає неперервну послідовність комбінацій, що поступає від джерела повідомлень ДП тривалості tк, не чекаючи отримання сигналів підтвердження. Приймач стирає лише ті комбінації, в яких його вирішальний пристрій виявляє помилки, і по них дає сигнал перезапиту. Інші комбінації видаються одержувачу повідомлень ОП по мірі їх надходження. При реалізації такої системи виникають труднощі, викликані кінцевим часом поширення по каналах tр інформаційних комбінацій і сигналів рішення.

При неперервній передачі за час між моментом виявлення помилки і приходом повторюваної кодової комбінації буде прийнято ще М комбінацій

М = <1+(2tр/ tк)>, де значення вираження в ламаних дужках округляється до більшого цілого.

Оскільки передавач повинен повторювати лише комбінації, по яких прийнятий сигнал перезапиту, то внаслідок повторення із запізненням на М tк порядок проходження комбінацій що видаються до ОП, буде відрізнятися від порядку надходжень кодових комбінацій від ДП. Для відновлення порядку проходження комбінацій в приймачі повинні бути спеціальні пристрої, в тому числі буферний накопичувач БН значної місткості (не менше за iМ, де i - число повторень), оскільки можливі багаторазові повторення.

Щоб уникнути ускладнення і дорожчання приймачів системи з ВЗЗ-НП будують в основному таким чином, що після виявлення помилки приймач стирає комбінацію з помилкою і блокує вхід з каналу на час Т бл =М tк. Тоді він не приймає М подальших комбінацій, а передавач по сигналу перезапиту повторює М останніх комбінацій (комбінацію з помилкою і М - 1, наступними за нею). Такі системи з ВЗЗ-НП отримали назву систем ВЗЗ-НПбл.

Спрощена структурна схема системи з ВЗЗ-НПбл приведена на рис. 4.1.

Робота системи з ВЗЗ-НПбл та блоків передавача і приймача може бути описана блок - схемою алгоритму, приведеною на Рис 4.2.



Рис.

При надходженні від ДП чергової кодової комбінації в Передавач відбувається її запис в буферний накопичувач БН і кодування завадостійким кодом в кодері, куди вона проходить через комутатор Ком. Прийнята з прямого дискретного каналу ПДК кодова комбінація декодується в декодері Приймача і записується в буферному регістрі БР. У залежності від результатів декодування вирішуючий і керуючий пристрій ВКП ухвалює рішення про видачу кодової комбінації з БР одержувачу або про її стирання. Перше з цих рішень приймається у разі відсутності або невиявлення помилок, друге - при виявленні помилок. У першому випадку одночасно з видачею кодової комбінації одержувачу ОП пристрій формування сигналу зворотного зв'язку ПФСЗЗ формує сигнал підтвердження, який по зворотному дискретному каналу ЗДК передається в передавач. Після отримання сигналу підтвердження і його декодування в пристрої прийому і декодування сигналу зворотного зв'язку ППДСЗЗ керуючий пристрій КП передавача запитує у джерела ДП наступну кодову комбінацію і процес повторюється. При надходженні нової кодової комбінації раніше передана комбінація в БН стирається. У другому випадку одночасно з рішенням ВКП приймача про стирання в ПФСЗЗ формується сигнал перезапиту, який по зворотному каналу передається в передавач. Після отримання і декодування сигналу перезапиту з накопичувача передачі БН через Ком повторно передається та ж кодова комбінація.

Рішення про закінчення сеансу зв'язку приймає джерело повідомлень. З блок-схеми алгоритму видно також, що відсутні помилки в зворотному дискретному каналі.

Розглянута система ВЗЗ-НПбл є односторонньою, тобто зворотний канал організується і використовується тільки для передачі сигналів рішення приймача. Так працюють телефонні модеми по рекомендації V.23 і інш.

Зворотний канал створюється в межах смуги частот каналу ТЧ методом ЧРК. Сигналами рішення «підтвердження" і «запит" служать двійкові сигнали 1 і 0, що передаються зі швидкістю модуляції 75 Бод. При такій низькій швидкості зворотний канал є вузькосмуговим і досить завадостійким. Якщо ж в зворотному ДК відбуваються помилки, то це приводить до порушень в послідовності кодових комбінацій - блоків, що видаються одержувачу. При помилковому переході сигналу підтвердження в сигнал запит відбувається повторна передача і так звана вставка додаткових М комбінацій. У протилежному випадку відбувається випадання М комбінацій. Для боротьби з цими спотвореннями інформації вживають спеціальних заходів (циклічна нумерація блоків, навмисне спотворення в останньому розряді блоку, що передається в момент прийому сигналу запиту).

У завданні на проект вказано некомутований телефонний канал зв'язку. Оскільки такі канали мають 4-провідне закінчення, то з метою підвищення ефективності їх використання необхідно будувати систему ПД як дуплексну, що забезпечить передачу інформації одночасно в двох напрямах. Це виявляється можливим завдяки тому, що перезапити в системі з ВЗЗ-НПбл відбуваються порівняно рідко і переважну частину часу зворотний канал може бути використаний для передачі корисної інформації.

Структурна схема дуплексної системи з ВЗЗ-НПбл представлена на рис.4.3

На відміну від попередньої - симплексної системи тепер на кожній з станцій - Ст. А і Ст. Б знаходяться і джерело і одержувач повідомлень. Сигнали рішення представляються в такому ж вигляді, що і основні повідомлення. Сигнали підтвердження не передаються взагалі, а сигнали запиту кодуються тим же циклічним кодом, що і повідомлення. При цьому формується комбінація запиту КЗ, яка передається в загальному потоці з основними повідомленнями.

Побудова часових діаграм

Для побудови часових діаграм, які мають вигляд такий же, як на рис. 2.4, розрахуємо наступні параметри системи:

час поширення сигналу по каналу зв'язку:

t_p = L/v = 4700/80000 = 0,058 c;

тривалість блоку - кодової комбінації з n розрядів:

t_б = t_к = n* = n/В

для p = 0,0005 t_к = n/В = 2047/1200 =0,1,705;

для p = 0,005 t_к = n/В =511/1200 =0,426,

де L - відстань між кінцевими станціями;

v - швидкість поширення сигналу по каналу зв'язку;

n - довжина кодової комбінації;

=1/В - тривалість одиничного елемента;

В - швидкість модуляції.

Місткість накопичувача передавача М розраховуємо за формулою:

М=

для p = 0,0005 М==

для p = 0,005 М==

Робота системи ілюструється часовими діаграмами, представленими на рис. 4.4.



Рис. 4.4

Обмін повідомленнями в такій системі при відсутності помилок в ідентичних дискретних каналах АБ і БА відбувається в обох напрямах. Такий режим функціонування системи називають режимом роботи.

У цьому режимі передавач Ст. А передає послідовність комбінацій - блоків А, Б, В і т.д., передавач Ст. Б - послідовність блоків 1, 2, 3 і т.д. Тривалість блоку t_б визначається його довжиною і швидкістю модуляції, час поширення по каналу - t_p.

Час аналізу прийнятого блоку - комбінації циклічного коду - вважаємо рівним нулю. Тоді момент прийняття рішення співпадає з моментом закінчення прийому блоку. Передача блоку не може уриватися, тому, наприклад, комбінація запиту КЗ посилається із запізненням.

При виникненні помилки в дискретних каналах система переходить в режим перезапиту. Припустимо, що як показано на рис. 4.4, сталася помилка при передачі блоку Б. Ошибку в прийнятому блоці Б* виявить декодер циклічного коду приймача Ст. Б. При цьому на Ст. Б виконуються наступні дії:

витирається з БР приймача блок Б*;

припиняється видача нових блоків від ДП на Ст. Б;

блокується приймач Ст. Б на час надходження М подальших блоків - Тбл,

в дискретний канал БА посилається комбінація запиту КЗ;

повторюється передача останніх М блоків, які видаються з БН Ст. Б.

Коли КЗ поступить в приймач Ст. А, вона виявиться дешифратором К Зі керуючий пристрій Ст. А виконає дії 2, 3, 4, 5 як на Ст. Б.

При цьому з Ст. А в дискретний канал АБ посилається КЗ, і система ставиться в режим подвійного перезапиту. Здавалося б, що оскільки в каналі БА не було помилки, немає необхідності посилати КЗ із Ст. А і повторювати передачу М блоків із Ст. Б. Це ускладнення алгоритму роботи і зменшення ефективності використання каналів є наслідком боротьби з помилками при передачі сигналів рішення. Вони по суті є платнею за усунення випадань і вставок.

Розглянемо звичайний односторонній перезапит. Припустимо, що в каналі БА сталася помилка в КЗ, переданої зі Ст. Б: вона перейшла в заборонену комбінацію циклічного коду. Це викличе випадання М блоків, оскільки блокований приймач Ст. Б, а Ст. А про це не знає. Або якщо виникає помилка - перехід переданого інформаційного блоку в КЗ - він випаде, а на протилежній станції станеться вставка М блоків. А при подвійному перезапиті, посилаючи перед повторними блоками КЗ, станція «попереджає» протилежну про повторну передачу.

Вибір оптимальної довжини кодовой комбінації n_опт.

Вибір параметрів циклічного коду визначається суперечливими вимогами: код повинен забезпечити хорошу здатність виявлення помилок в блоці, тобто задану Рно, і в той же час максимальну швидкість передачі інформації, тобто мінімально знижувати пропускну спроможність системи ПД.

Найбільший вплив на пропускну спроможність має довжина кодової комбінації n: вона повинна бути вибрана таким чином, щоб забезпечити максимальну пропускну спроможність системи ПД.

Пропускна спроможність С системи ПД є зовнішньою характеристикою системи і визначається кількістю інформації, що видається одержувачу на виході системи за одиницю часу. Вона, природно, не може перевищити С max - пропускної спроможності дискретного каналу зв'язку, що визначається швидкістю модуляції В, кодом (основа l), що використовується і імовірністю помилки р в елементі:

C _max = В [ log₂ l + p/(l - 1) log₂ p + (1 - p) log₂ (1 - p)] (5.1)

Для двійкового каналу l = 2 і формула (3.1) спрощується:

C _max = В [ 1 + p log₂ p + (1 - p) log₂ (1 - p)] (5.2)

Коли ми будуємо систему ПД (або розширений дискретний канал), то використовуючи надмірний код і зворотний зв'язок з перезапитом, ми зменшуємо імовірність помилки за рахунок зниження швидкості передачі.

Можна указати дві причини зниження пропускної спроможності при використанні вибраного методу підвищення вірності передачі. По-перше, це надмірність коректуючого коду. По-друге, це повторна передача блоків при виникненні помилок в дискретному каналі і перезапиті. Розглянемо вплив обох причин і спробуємо оптимізувати вибір довжини блоку n по критерію максимума пропускної спроможності системи ПД.

Надмірність коректуючого коду.

Кодова комбінація лінійного (систематичного) коректуючого коду містить n розрядів, з яких k розрядів є інформаційними, а r розрядів - перевірочними: n = k+r. Очевидно, що перевірочні розряди не переносять інформації і є надмірними. Відношення r /n = 1 - k/n називають надмірністю такого коду, а величину k/n - швидкістю коду.

Якщо в системі зв'язку використовуються двійкові сигнали ( типу «1" і «0" ) і кожний одиничний елемент несе не більше одного біта інформації, то між швидкістю передачі інформації С, біт/с і швидкістю модуляції В, Бод існує співвідношення:

С = k/n*В.

Можна ввести поняття відносної пропускної спроможності системи ПД

R = С/В = k/n

Таким чином в цьому випадку системи відносна пропускна спроможність R дорівнює швидкості коду.

Очевидно, що чим менше число перевірочних розрядів r, тим більше відношення k/n наближається до 1, і тим менше відрізняється С від В, тобто тим вища пропускна спроможність системи ПД.

Відомо також, що для циклічних кодів з мінімальною кодовою відстанню d₀ = 3 справедливе співвідношення (межа Гільберта):

r log ₂ (n+1)

З точки зору внесення мінімальної надмірності вигідно вибирати довгі кодові комбінації, оскільки із збільшенням n число перевірочних розрядів r збільшується повільно. У результаті відносна пропускна спроможність R збільшується, прагнучи до 1.

Розглянемо другу причину зменшення R. До цих пір ми не враховували дії перешкод в реальних каналах зв'язку, що приводять до появи помилок в кодових комбінаціях, що передаються. При виявленні помилки декодуючим пристроєм в системах з РОС проводиться перезапит групи кодових комбінацій. Під час перезапиту корисна інформація не передається, тому швидкість передачі інформації падає до нуля.

У цьому випадку відносна пропускна спроможність враховує не тільки надмірність коду, але і втрати часу на перезапити:

R = С/В = k/nMсер,

де Mсер - середня кількість блоків, переданих по каналу, що доводяться на один блок, виданий одержувачу. Визначимо величину Mсер як математичне очікування випадкової величини m. Ця величина показує, скільки блоків треба передати в дискретний канал, щоб одержувачу був виданий один блок без помилок. Кажучи точніше, декодером приймача в такому блоці помилок не повинно бути виявлено.

Є два варіанти прийому блоку. Перший - помилка не виявлена, імовірність такої події рівна Р нп + Р пр, де Рпр - імовірність правильного (безпомилкового) прийому блоку, а Р нп - імовірність невиявленої помилки (декодер пропускає помилку в помилковому блоці). У цьому випадку для видачі одержувачу одного блоку треба передати по каналу один блок: m = 1. Другий варіант - помилка виявлена, відбувається перезапит з імовірністю Р пер. Тепер по каналу передаються комбінація запиту і М блоків з накопичувача передавача, тобто m = М + 1. Таким чином отримуємо формулу

Mсер = (Р нп + Р пр ) * 1 + Р пер * (М + 1)

З урахуванням того, що Р нп + Р пр 1, перетворюємо (3.7):

Mсер 1 + Р пер * (М + 1)

Підставимо Mсер у вираз (3.4):

R k/n[1 + Р пер * (М + 1) ]

Враховуючи, що при малих імовірностях помилки в каналі зв'язку (р <0.005) імовірність Р пер також мала, можна вважати:

R k [1 - Р пер * (М + 1) ] /n

Отриманий вираз проаналізуємо якісно: він складається з двох співмножників, кожний з яких відображає вплив на пропускну спроможність одного з чинників. Перший - k/n - надмірність коректуючого циклічного коду, вище було показано, що із зростанням n росте і R. Другий - вираз в квадратних дужках перезапити при помилці в прийнятому блоці. У розділі 1 показано, що з подовженням блоку росте імовірність помилки в блоці, тобто Р пер = Р(t >1, n), і відповідно меншає вираз в квадратних дужках і R. Таким чином ми показали, що існує оптимальне значення n = nопт, при якому R досягає максимума R _макс

Для кількісного аналізу вираження (3.10), тобто необхідного розрахунку значень n_опт і R _макс, потрібно підставити вираження для імовірності перезапиту Р пер (розділ 1) і ємкості накопичувача М (розділ 2), розкрити їх і отримати необхідні для розрахунку формули.

При незалежних помилках в каналі зв'язку, оскільки p 1, імовірність перезапиту Р пер np. Тоді після підстановок отримаємо

R k [1-Poш (4n+2LB/v)] /n.

При р=0 формула (3.9) перетворюється в формулу (3.4).

У разі залежних помилок в каналі зв'язку (при пакетуванні помилок) виведення розрахункової формули для R істотно ускладнюється. Можна використати розглянуту в розділі 1 спрощену модель Л.П.Пуртова для розподілу помилок дискретного каналу.

Опускаючи громіздкі перетворення, запишемо остаточні формули для розрахунку пропускної спроможності R

R = {1 - 3.32/n [(1-)*lg( n/d₀-1)+lg р - lg Pнп]}* [1- р *n^(1-а) (4 + 2LB/vn)]

і числа перевірочних розрядів r

r =3,32*[ (1-]

Розраховані значення зведемо в таблиць:

для р = 0,0005 для р = 0,005

Таблица

R	n	r	k
0,326	15	10	5
0,653	31	10	21
0,816	63	11	52
0,897	127	11	116
0,936	255	12	243
0,954	511	12	499
0,959	1023	12	1011
0,957	2047	13	2034

Таблица

R	n	r	k
0,09	15	13	2
0,469	31	13	18
0,659	63	14	49
0,743	127	14	113
0,765	255	15	240
0,750	511	15	496
0,701	1023	16	1007
0,626	2047	16	2031

Тоді для р = 0,0005 Rmax =0,957, а для р = 0,005 Rmax =0,750.

Довжина кодової комбинації складає:

для р = 0,0005 n_опт = 2047

для р = 0,005 n_опт = 511

Знайти параметри циклічного коду n, k, r.

Визначаємо число перевірочних розрядів r в кодовій комбінації за формулою:

r =3,32*[ (1-

Для р = 0,0005 и n_опт =2047 число перевірочних символів r =13 , а для р = 0,005 и n_опт = 511 - r =15

З розрахунків видно, що найбільшу пропускну спроможність для р = 0,0005 R=0,941 забезпечує циклічний код з параметрами n=1023, r=14, k=1009. А для р = 0,005 R=0,682 забезпечує циклічний код з параметрами n=127, r=16, k=111.

Тепер для n=1023 та n=127 можна побудувати розподіл імовірностей кратності помилок:

, tn/3 (6.1)

? при Рпом = 0,0005, n_опт = 2047

Табл 6.1. Результати розрахунку проміжних точок залежності для графіка розподілу імовірностей кратності помилок t для n_опт = 2047, при Рпом = 0,0005

t	1	50	100	150	200	250	300
p, * 10-?	9,06	2,04	1,57	1,34	1,21	1,11	1,03

? при Рпом = 0,005, n_опт = 511

Табл 6.2. Результати розрахунку проміжних точок залежності для графіка розподілу імовірностей кратності помилок t для n_опт = 511, при Рпом = 0,005

t	1	50	100	150	200	250
p	0,05	0,02	0,016	0,014	0,012	0,01

Рис. 6.1 Графік розподілу імовірностей кратності помилок t для n_опт = 2047, при Рпом = 0,0005



Рис 6.2 Графік розподілу імовірностей кратності помилок t для n_опт = 511, при Рпом = 0,005

Вибір типу утворюючого полінома g(x)

Утворюючий поліном знаходимо по таблиці поліномів, що не приводять, залежно від числа перевірочних розрядів, це число буде дорівнює старшого ступеня утворюючого полінома:

g(x) = x¹³ + x¹²+x⁸+ x⁷+ x⁶ + x⁵ + 1 (7.1)

Схема кодера і його робота

Структурна схема кодера приведена на Рис. 8.1.

Розглянемо принцип дії кодера циклічного (2047, 2034) коду. Створюючий поліном

g(x) = x¹³ + x¹²+x⁸+ x⁷+ x⁶ + x⁵ + 1

Цикл роботи кодера для передачі n = 2047 одиничних елементів складає n тактів. Тактові сигнали формуються передавальним розподільником, який на схемі не вказаний.

Перший режим роботи кодера триває k = 2034 тактів. Від першого тактового імпульсу трігер Т займає положення, при якому на його прямому виході з'являється сигнал «1», а на інверсному - сигнал «0». Сигналом «1» відкриваються ключі (логічні схеми &) 1 і 3. Сигналом «0» закривається ключ 2. У такому стані трігер і ключі знаходяться в k + 1 тактів, тобто 2035 тактів. За цей час на вихід кодера через відкритий ключ 1 поступлять 2034 одиничних елементів інформаційної групи k = 2034.

Одночасно через відкритий ключ 3 інформаційні елементи поступають на пристрій ділення многочлена К(x)* x^r на g(x). Ділення здійснюється багатотактним фільтром з числом осередків, рівним числу перевірочних розрядів (ступені полінома, що породжує).

У даному випадку число осередків рівне r = 13. Число суматорів в пристрої рівне числу ненульових членів g(x) мінус одиниця. У нашому випадку число суматорів рівне 3. Суматори встановлюються після осередків, відповідних ненульовим членам g(x). Оскільки всі поліноми, що не приводяться, мають член x0 = 1, то відповідний цьому члену суматор встановлений перед ключем 1.

Після k = 2034 тактів в осередках пристрою ділення виявиться занесеними залишок від ділення r(x).

При дії k + 1 = 2035 тактового імпульсу, трігер Т змінює свій стан. На інверсному виході з'являється сигнал «1», а на прямому - сигнал «0». Ключі 1 і 3 закриваються, а ключ 2 - відкривається. За r, що залишилися = 12 тактів елементи залишку від ділення (перевірочна група) через ключ 2 поступає на вихід кодера, також починаючи із старшого розряду.

Схема декодера і його робота

Структурна схема декодера зображена на Рис. 9.1.

Прийнята кодова комбінація, яка відображається поліномом Р(х), поступає в той, що декодує регістр і одночасно в комірки буферного регістра, який містить k комірок.

Комірки буферного регістра зв'язані через логічні схеми «НЕТ», проникні сигнали тільки за наявності «1» на першому вході і «0» - на другому.

На вхід буферного регістра кодова комбінація поступить через схему &1. Цей ключ відкривається з виходу трігера Т першим тактовим імпульсом і закривається k+1 тактовим імпульсом (аналогічна робота трігера Т в схемі кодера). Таким чином, після k = 2034 тактів інформаційна група елементів записуватиметься в буферний регістр. Схеми «НЕТ» в режимі заповнення регістра відкриті, бо на другі входи напруга з боку ключа &2 не поступає.

Одночасно в декодуючому регістрі відбувається в продовженні всіх n = 2047 тактів ділення кодової комбінації (поліном Р(х) на породжуючий поліном g(x)). Схема декодуючого регістра повністю аналогічна схемі ділення кодера.

Якщо в результаті ділення вийде нульовий залишок - синдром S(x)= 0, то подальші тактові імпульси спишуть інформаційні елементи на вихід декодера.

За наявності помилок в прийнятій комбінації синдром S(x) 0. Це означає, що після n-того (2047) такту хоч би в одній комірці декодуючого регістра буде записана «1». Тоді на виході схеми «ИЛИ» («1») з'явиться сигнал. Ключ «&2» спрацює, схеми «НЕТ» буферного регістра закриються, а черговий тактовий імпульс переведе всі комірки регістра в стан «0». Неправильно прийнята інформація буде стерта. Одночасно сигнал стирання використовується як команда на блокування приймача і перезапит.

Структурна схема модему з ВФМ

Термін «модем» означає буквально модулятор - демодулятор, тобто визначає приймальну і передаючу частину апаратури, яка на відомій структурній схемі системи передачі даних позначається як ППС - пристрій перетворення сигналів. З іншого боку, так називають сучасний телефонний модем, який широко поширений в комп'ютерних мережах. Він включає не тільки ППС, але і пристрій захисту від помилок ПЗП, а також інші пристрої, які виконують різні додаткові функції, наприклад, стиснення повідомлень джерела, автоматичне встановлення з'єднання, тестування каналу зв'язку і інш. Фактично сучасний телефонний модем є апаратурою передачі даних, яка складається з ППС і ПЗП.

Розглядаючи структурну схему пристрою перетворення сигналів, потрібно точно представляти його призначення. Основна задача ППС на передачі - сформувати лінійний сигнал, який по спектральних і інших своїх параметрах добре узгодиться з параметрами неперервного каналу зв'язку, що забезпечує хороше проходження сигналу по каналу. На прийомі ППС повинен здійснити найкращий (близький до оптимального) прийом елементів сигналу, наприклад, на кожному тактовому інтервалі потрібно ухвалити рішення: «1» або «0» з мініма-льною імовірністю помилки р. При цьому, крім основних операцій (модуляція - демодуляція), ППС повинен зробити ще цілий ряд додаткових - корекцію, фільтрацію, синхронізацію і інш.

Розглянемо узагальнену спрощену структурну схему пристрою перетворення сигналів ППС (рис. 5.1). На ній представлені не тільки основні, але і деякі додаткові елементи, які в конкретних прикладах ППС можуть бути відсутні.

На вхід передаючої частини ППС поступає сигнал даних у вигляді двійкової послідовності «1» і «0». Сигнал даних може формуватися в кодері пристрою захисту від помилок ПЗП ( зава-достійкий код ) або в кінцевому обладнанні даних КОД, що входить до складу абонентського пункту передачі даних (при відсутності ПЗП - первинний код ). На вході передавача і виході приймача ППС включені С2 - вузли сполучення ППС з ООД (з ПЗП), виконані по стандартному інтерфейсу «стик С2». До сигналів стику відносяться сигнали даних, синхронізації і управління. Сигнали даних мають вигляд послідовності двополярних імпульсів прямокутної форми. Синхро-нізуючі коливання мають вигляд коротких імпульсів, частота проходження яких дорівнює швидкості передачі даних. Сигнали управління можуть приймати значення «включено» і «вимкнено». На виході передавача і вході приймача розташовані вузли сполучення з каналом зв'язку (стандарт «стик С1»). Для С1 регламентуються вхідні і вихідні опори, рівень сигналу, можливі межі регулювання вихідного рівня в передавачі і допустимі зміни вхідного рівня приймача.

На схемі показаний один з додаткових вузлів пристрою перетворення сигналів скремблер Ск. Він може також знаходитися в пристрої захисту від помилок ПЗП або взагалі бути відсутнім в складі абонентського пункту ПД. Його задача - надати послідовності даних (незалежно від їх структури) в каналі вигляд, близький до випадкового. Операція скремблювания створює в каналі псевдовипадкову послідовність символів «0» і «1», що потрібно для правильної роботи системи синхронізації по тактах, оскільки практично виключаються довгі серії однополярних сигналів даних. Іншою задачею, яку іноді покладають на скремблювання, є захист інформації внаслідок шифрування. У приймач відповідно входить дескремблер ДСк, що здійснює зворотне перетво-рення сигналу даних. Очевидно, що необхідна точна синхронізація обох перетворювачів передавача і приймача, тобто скремблера і дескремблера.

Тепер розглянемо основний вузол ППС передавача - власне Модулятор. Мета модуляції - перенести частотний спектр початкового сигналу даних (а точніше його основну енергію) в смугу частот, які добре передаються неперервним каналом зв'язку. Для цього початковий модулюючий сигнал міняє деякі параметри несучого сигналу - гармонічного коливання несучої частоти. Модуляція може бути представлена математично як перемноження низькочастотного модулюючого сигналу на несуче коливання. У частотній області цьому відповідає формування

спектра модульованого сигналу шляхом перенесення спектра модулюючого сигналу на несучу частоту, в смугу частот каналу зв'язку. Структура модулятора залежить від вибраного виду модуляції. Найбільш складною є багатократна модуляція з числом інформаційних позицій m > 2, наприклад багатофазна ФМ, комбінована амплітудно-фазова модуляція АФМ або квадратурна амплітудна модуляція КАМ. Загальна структура такого модулятора приведена на схемі рис 5.1. Вона реалізовує наступний принцип. Послідовність елементів двійкового коду даних, що передаються, розбивається на комбінації, які представляються далі паралельним кодом. Потім кожному значенню такої комбінації ставиться у відповідність значення лінійного сигналу, що передається в канал і має необхідний спектр. Число розрядів k в комбінації визначимо, знаючи що кількість інформаційних позицій - значень лінійного сигналу m повинно дорівнювати кількості всіх можливих комбінацій: m = 2 ^k. Відомо, що кратність модуляції дорівнює log₂ m, тобто k. На прийомі визначається значення сигналу, формується відповідна йому паралельна комбінація і відновлюється початкова послідовність двійкових символів.

У нашій схемі передавача цей принцип реалізується наступними вузлами. Формування паралельних комбінацій з двійкової послідовності сигналу даних здійснюється послідовно-паралельним перетворювачем Пос/Пар. Далі формуються значення лінійного сигналу для передачі в канал. На схемі показаний один з варіантів, коли використовується так званий модуляциійний код. У модулятор включають кодер Код, вихідний сигнал якого перетворюється в лінійний сигнал із заданою формою спектра в формувачі модульованого сигналу ФМС.

На вході приймача після узгоджуючого пристрою С1 включений попередній фазовий коректор ПФК фазочастотної характеристики каналу. Він виконує грубу компенсацію міжсимвольних спотворень сигналу, викликаних не ідеальністю частотних характеристик каналу зв'язку.

Більш ретельну корекцію сигналу здійснюють, як правило, у часовій області за допомогою точного коректора ТК міжсимвольних спотворень. Такий коректор може бути включений після демодулятора сигналу і виконаний як адаптивний коректор міжсимвольних спотворень в цифровому вигляді, тому для його роботи необхідне відлікове значення сигналу перетворити в цифрову форму. Коректор остаточно усуває взаємний вплив один на одну сигналів сусідніх тактових інтервалів.

Сигнал після ПФК поступає в розташований далі підсилювач з автоматичним регулюванням посилення АРП, підтримуючий приблизно постійний рівень сигналу для нормальної роботи подальших вузлів приймача.

Показаний на схемі перетворювач спектра прийнятого сигналу ПС не є принципово необхідним. Його використовують в більшості ППС, призначених для роботи з каналами ТЧ, коли хочуть спростити реалізацію процесу обробки сигналу і переносять його спектр в область більш високих частот.

Частотна селекція сигналу з завад виконується за допомогою смугового фільтра ПФпрм, частотна характеристика якого узгоджена зі спектром прийнятого сигналу.

Найбільш складним вузлом в приймачі ППС є Демодулятор, який з модульованого сигналу повинен відновити початкову послідовність «0» і «1». Його роботу і структуру легше зрозуміти, якщо врахувати, що він виробляє операції, зворотні по відношенню до відповідних операцій Модулятора передавача. На схемі показана структура демодулятора при багатократній модуляції. Детектор, або демодулятор сигналу ДМ виділяє модулюючий сигнал з модульованого, його устрій і робота залежать від виду модуляції, що застосовуєть-ся, і алгоритму прийому. Так, наприклад, він може виділяти огинаючу сигналу (при некоге-рентному прийомі), після чого в регенераторі Рег на кожному тактовому інтервалі виносить-ся рішення про прийняття «0» або «1» модуляційного коду. Інформацію про передані елементи отримують з регенерованого сигналу після його декодування з допомогою декодера ДК модуляційного коду. Необхідне перетворення паралельного коду в послідовний виконує паралельно-послідовний перетворювач Пар/Пос, який відновлює початкову послідовність. Вона поступає в дескремблер ДСк і далі, через узгоджуючий пристрій С2 - на вихід приймача ППС.

У блоках синхронізації передавача БСпер і приймача БСпр виробляються опорні і керуючі сигнали, необхідні для роботи ППС. На вхід блоку БСпер поступає високочастотне коливання від стабілізованого по частоті задаючого генератора ЗГ. У БСпер необхідні коливання несучої, допоміжної і тактової частоти виробляються шляхом простих операцій з частотою ЗГ: ділення і складання. У БСпр формуються когерентне, допоміжне і тактове коливання. Допоміжне коливання необхідне для перенесення спектра в перетворювачі спектра прийнятого сигналу ПС. Когерентне коливання використовується в процесі демодуляції, якщо застосовують когерентний прийом. Тактові імпульси застосовуються для визначення моментів реєстрації ( наприклад, стробування ) демодульованого сигналу в регенераторі. Відповідні схеми синхронізації по несучій ССН і тактової синхронізації СТС використовують підстроювання частоти і фази ЗГ під аналогічні параметри прийнятого сигналу.

Однією з додаткових задач ППС може бути оцінка якості одиничних елементів сигналу, що приймається. Для цього в схему вводять детектор якості сигналу ДЯС, який може оцінювати рівень сигналу, міру прямокутності його форми, величину крайових спотворень і т.п. Результат оцінки у вигляді сигналу стирання можна використати, наприклад, при декодуванні завадостійкого коду для відновлення спотворених комбінацій.

Відносної фазової модуляції ВФМ

У сучасних ППС, побудованих на цифрових елементах, генератор Г виробляє сигнал прямокутної форми. В цьому випадку фазоповертач можна виконати, як лінію затримки.На рис.5.3 показана загальна схема такого модулятора для двопозиційної (однократної) модуляції

Рис.5.3

Для формування гармонічного сигналу U_c (t), що передається в канал, виділяється перша гармоніка з прямокутного фазоманіпульованого коливання, для чого на виході комутатора встановлюється смуговий фільтр СФ.

Модулятор відносної фазової модуляції ВФМ відрізняється тим, що фаза модульова-ного сигналу змінюється лише при одному значенні початкового модулюючого сигналу, наприклад, «1». Для реалізації цього правила в розглянуту схему фазового модулятора вводиться вузол перетворювача абсолютного сигналу (кода) у відносний, в якому значення двополярного сигналу змінюється лише при одному значенні абсолютного - початкового модулюючого сигналу. Цей перетворювач ставиться перед комутатором фазового модулятора.

Демодулятори ФМ-сигналу використовують когерентні методи демодуляції. Вони полягають в порівнянні фази ФМ-сигналу, що приймається, з опорним когерентним коливанням. Когерентне коливання легко виділяється з сигналу, що приймається, і має рівну з ним частоту, а фаза співпадає з однією з позицій ФМ-сигналу. За рахунок тривалого усереднення фаза опорного коливання мало залежить від завад. Визначення зміни фази інформаційного сигналу відносно опорного здійснюється когерентним фазовим детектором (ФД).

У схему демодулятора ФМ-сигналів (рис. 5.4) входять:

селективний полосовий фільтр (ПФ), схема формування опорного когерентного коливання (СФОК), когерентний ФД, фільтр нижніх частот (ФНЧ) і підсилювач-обмежувач (ПО).

Рис. 5.4

Фазовий детектор можна представити перемножувачем напруг інформаційного і опорного коливань. Постійна складова добутку пропорційна зсуву фаз між опорним і вхідним коливаннями. Постійна складова виділяється ФНЧ, а підсилювач-обмежувач грає роль порогового пристрою.

В випадку відносної ФМ один з варіантів демодулятора утворюється, якщо в схему рис.5.4 додати після ПО перетворювач коду, що формує абсолютний двополярний початковий сигнал з відносного. При цьому враховується правило відносної модуляції: кожній зміні полярності відносного сигналу ставиться у відповідність певне значення початкового сигналу , наприклад, «1».

Побудова принципової схеми генератора

Принципова схема генератора представлена на рис. 11.1.

Вона виконана на базі 555 серії.



Рис.11.1

Розрахунок надійності принципової електричної схеми генератора

Надійністю називають властивість системи забезпечити нормальне виконання всіх заданих функцій протягом регламентованого проміжку часу при збереженні в заданих межах всіх якісних показників.

Таблица

		Інтенсивність відказу одного елемента ?i *10-6	Сумарна інтенсивність відказу по групі елементів ?i *10-6
Элемент	Кількість
К555ЛИ6	1	0.024	0.024
Конденсатор	2	0.3	0,6
Резистор	2	0.3	0,6
Дорожки	17	0,015	0,255
Пайки	7	0,04	0,28
Інтенсивність	відказу всіх	елементів	1.759

Розрахунок надійності принципової схеми визначаємо розрахунком таких величин:

- час напрацювання на відмову

Вірогідність безвідмовної роботи впродовж 1000 ч :

0.998242

Тоді можна обчислити коефіцієнт готовності

Кг = Тн /(Тн+Тв) = 0,999973063

Проаналізувавши набутого значення вірогідності, можна з упевненістю сказати, що принципову схему розподільника можна цілком використовувати для виготовлення розподільника, точно можна підкоригувати що-небудь для підвищення вірності безвідмовної роботи і часу напрацювання на відмову.

Визначення об'єму w інформації, яка передається

Хай потрібно передати інформацію за часовий інтервал Тпер, який називається темпом передачі інформації, критерій відмови tотк - це сумарна тривалість всіх несправностей, яка допустима за час Тпер. Якщо час несправностей за проміжок часу Т перевищить tотк, то система передачі даних знаходитиметься в стані відмови. Отже, за час Тпер - tотк можна передати С*(Тпер - tвід) біт корисної інформації. З урахуванням вибраних параметрів коду:

W = R·С (Тпер - tвід),

де R - найбільша відносна пропускна спроможність для вибраних параметрів циклічного коду.

Для Рош1 = 0,0005

R1 = 0,957

k1 = 2034

n1 = 2047

С = 1200

Для Рош2 = 0,005

R2 = 0,750

k2 = 496

n2 = 511

С = 1200

Тпер = 580с Tотк = 60с

W1 = 0.957·1200·(580 - 60) = 1194336 біт

W2 = 0.750·1200·(580 - 60) = 936000 біт

Вибір магістралі ПД

Даний канал передачі даних організований на кабельній магістралі завдовжки 4700 км., що складається з ділянок завдовжки від 500 до 1000 км. Основна і обхідна магістралі зображені на Рис.14.