Если у вас возникли сложности с курсовой, контрольной, дипломной, рефератом, отчетом по практике, научно-исследовательской и любой другой работой - мы готовы помочь.
Предоплата всего
Подписываем
МИНИСТЕРСТВО ОБРАЗОВАНИЯ И НАУКИ, МОЛОДЕЖИ И СПОРТА УКРАИНЫ
ОДЕССКАЯ НАЦИОНАЛЬНАЯ АКАДЕМИЯ СВЯЗИ им. А.С. ПОПОВА
Кафедра Информационной безопасности и передачи данных
КУРСОВАЯ РАБОТА
На тему:
«СИНТЕЗ КОДОВОЙ КОМБИНАЦИИ ЦЫКЛИЧЕСКОГО КОДА»
Работу выполнил:
Студент группы ТС-3.1
Бабий А.
Вариант-32
Работу проверила:
Русляченко О.Ю.
Одесса 2012 г.
Курсовая работа по курсу “Технологии передачи дискретных сообщений” посвящена проектированию современной системы передачи данных, использующей стандартную процедуру канального уровня.
Задание на работу составлено для 100 вариантов. Значения задаваемых параметров выбираются в зависимости от двух последних цифр зачетной книжки. Некоторые параметры являются общими для всех вариантов.
Курсовую работу желательно выполнять на белой бумаге формата А4, руководствуясь правилами оформления дипломных проектов.
Необходимо:
Обеспечить заданную верность передачи, используя систему ПД с решающей обратной связью на основе процедуры HDLC. Для обнаружения ошибок использовать каскадный код, а для исправления – повторение неправильно принятой информации в режиме с ожиданием.
Требуется:
|
Параметр |
Предпоследняя цифра номера зачётной книжки |
|||||||||
|
1 |
2 |
3 |
4 |
5 |
6 |
7 |
8 |
9 |
0 |
|
|
рош |
210-3 |
510-4 |
110-3 |
710-5 |
3,710-3 |
410-4 |
210-5 |
2,510-4 |
110-4 |
3,510-4 |
|
d0 |
3 |
4 |
3 |
4 |
3 |
4 |
3 |
4 |
3 |
4 |
|
РОС |
ОЖ |
НПбл |
АП |
ОЖ |
НПбл |
АП |
ОЖ |
НПбл |
АП |
НПбл |
|
L, км |
480 |
875 |
1200 |
2500 |
5600 |
480 |
875 |
1200 |
2500 |
5600 |
|
Параметр |
Последняя цифра номера зачётной книжки |
|||||||||
|
1 |
2 |
3 |
4 |
5 |
6 |
7 |
8 |
9 |
0 |
|
|
0,55 |
0,6 |
0,4 |
0,65 |
0,45 |
0,7 |
0,47 |
0,62 |
0,5 |
0,52 |
|
|
Рно(1*10-6) |
1,0 |
0,5 |
0,7 |
0,8 |
0,9 |
0,8 |
0,7 |
0,6 |
0,5 |
0,4 |
|
В, бод |
9600 |
64000 |
14400 |
28800 |
33600 |
31000 |
12200 |
9600 |
64000 |
14400 |
|
d |
1 |
2 |
3 |
1 |
2 |
3 |
1 |
2 |
3 |
1 |
Таблица 1 – Исходные данные для расчетов по пп. 1, 4.
7.1 Составление информационного блока
Необходимо составить информационный блок, состоящий из трех прописных букв – инициалов фамилии, имени и отчества студента. Для составления необходимо использовать фрагмент кодовой таблицы первичного кода КОИ-8, который представлен на рис. 1.
Старшие биты считываются из первых четырех строк, а младшие – из первых четырех столбцов, соответствующих месторасположению буквы на рисунке.
|
1 |
1 |
||||||
|
0 |
1 |
||||||
|
1 |
0 |
||||||
|
1 |
0 |
||||||
|
Номера разрядов |
Буквы русского алфавита |
||||||
|
б8 |
б7 |
б6 |
б5 |
б4 |
б3 |
б2 |
б1 |
|
8 |
7 |
6 |
5 |
4 |
3 |
2 |
1 |
|
0 |
0 |
0 |
0 |
А |
Р |
||
|
0 |
0 |
0 |
1 |
Б |
С |
||
|
0 |
0 |
1 |
0 |
В |
Т |
||
|
0 |
0 |
1 |
1 |
Г |
У |
||
|
0 |
1 |
0 |
0 |
Д |
Ф |
||
|
0 |
1 |
0 |
1 |
Е |
Х |
||
|
0 |
1 |
1 |
0 |
Ж |
Ц |
||
|
0 |
1 |
1 |
1 |
З |
Ч |
||
|
1 |
0 |
0 |
0 |
И |
Ш |
||
|
1 |
0 |
0 |
1 |
Й |
Щ |
||
|
1 |
0 |
1 |
0 |
К |
Ъ |
||
|
1 |
0 |
1 |
1 |
Л |
Ы |
||
|
1 |
1 |
0 |
0 |
М |
Ь |
||
|
1 |
1 |
0 |
1 |
Н |
Э |
||
|
1 |
1 |
1 |
0 |
О |
Ю |
||
|
1 |
1 |
1 |
1 |
П |
Я |
Рисунок 1 – Код КОИ-8. Фрагмент русского алфавита
Закодируем для примера инициалы Бабий Андрей:
Б 1011 0001
А 1011 0000
7.2 Выбор образующего полинома циклического кода
Теоретические вопросы выбора оптимальных параметров и синтеза кодовых комбинаций циклического кода рассмотрены в [1,2,4].
Очевидно, что введение необходимой величины избыточности будет определяться длиной информационной части k, заданным значением допустимой вероятности ошибки Рно, кратностью обнаруживаемых ошибок tобн и качеством самого канала связи.
Для инженерных расчетов широкое применение нашла модель потока ошибок, предложенная Л. П. Пуртовым, которая с достаточной для практики точностью описывает характеристики потока ошибок с пакетированием.
Исследуя статистику ошибок в канале связи, было замечено, что вероятность появления ошибок кратности t в n разрядной кодовой комбинации равна:
; (1)
где α коэффициент группирования ошибок в дискретном канале.
Для канала без группирования (без памяти) α = 0, а при α = 1 ошибки сосредоточены в одном пакете.
Для обнаружения числа ошибок кратностью t необходим циклический код с кодовым расстоянием не менее тогда формула 1 примет вид:
. (2)
С некоторым приближением можно связать вероятность появления ошибок кратности t [P(t, n)] с вероятностью необнаруженной УЗО ошибки Pно и числом проверочных разрядов в кодовой комбинации следующим образом:
(3)
Подставив в формулу 3 значение P(t, n) и, выполнив преобразование, вычислим r
(4)
При расчёте на ПК удобнее пользоваться десятичными логарифмами. После преобразований:
(5)
Так как в этой формуле n = k + r, требуемое значение r может быть определено путем подбора величины r, удовлетворяющее неравенству:
. (6)
Подбор величины r необходимо начать с 3 и увеличивать на 1 до тех пор, пока не удовлетворится неравенство.
Зная величину r, т.е. величину высшей степени образующего полинома, следует выбрать соответствующий полином из таблицы 4.
Например, рассчитаем количество проверочных символов и выберем образующий полином для следующих исходных данных:
Подставим в формулу (6) исходные данные, а также значение r, начиная с 3:
r = 3: 11,2- неравенство не выполняется
r = 4: 11,26 - неравенство не выполняется
r = 5: 11,29 - неравенство не выполняется
r = 11: 11,47 - неравенство не выполняется
r = 12: 11,5 - неравенство выполняется. Поэтому, значение r = 12.
Для выбора образующего полинома из таблицы 4 можно воспользоваться любым из трех приведенных полиномов для количества проверочных символов, равного 12. Выберем 1 полином: x12+x6+x4+x+1.
Таблица 4
|
Степень образующего полинома |
Вид полинома |
|
1 |
x+1 |
|
2 |
x2+x+1 |
|
3 |
x3+x+1 x3+x2+1 |
|
4 |
x4+x+1 x4+x3+1 x4+x3+x2+x+1 |
|
5 |
x5+x3+1 x5+x3+x2+1 x5+x4+x2+x+1 x5+x4+x3+x2+1 |
|
7 |
x7+x3+1 x7+x4+x3+1 x7+x3+x2+x+1 |
|
8 |
x8+x4+x3+x+1 x8+x5+x4+x3+1 x8+x7+x5+x+1 |
|
9 |
x9+x4+x2+x+1 x9+x5+x3+x2+1 x9+x6+x3+x+1 |
|
10 |
x10+x3+1 x10+x4+x3+x+1 x10+x8+x3+x2+1 |
|
11 |
x11+x2+1 x11+x7+x3+x2+1 x11+x8+x5+x2+1 |
|
12 |
x12+x6+x4+x+1 x12+x9+x3+x2+1 x12+x11+x6+x4+x2+x+1 |
|
13 |
x13+x4+x3+1 x13+x10+x9+x+1 x13+x12+x11+x2+1 |
|
14 |
x14+x13+x11+x9+1 x14+x12+x10+x4+x2+x+1 x14+x12+x2+x+1 |
|
15 |
x15+x12+x3+x+1 x15+x13+x5+x+1 x15+x14+x13+x10+x2+x+1 |
|
16 |
x16+x15+x7+x2+1 x16+x14+x12+x3+x2+x+1 x16+x12+x5+x+1 |
7.3 Синтез кодовой комбинации циклического кода
Кодовая комбинация циклического кода может быть получена двумя способами. Первый получается умножением информационной последовательности на образующий полином Р(х), что приводит к формированию неразделимого циклического кода. Неразделимость значительно усложняет процесс декодирования, поэтому на практике чаще используют второй способ, при котором информационная последовательность умножается на одночлен хr и добавляется остаток от деления полученной последовательности на образующий полином. Это можно записать в виде формулы:
(7)
где F(x) – кодовая комбинация циклического кода;
G(x) – информационная последовательность в полиномиальной форме;
- остаток от деления на образующий полином.
Для перевода двоичной последовательности в полиномиальную форму каждый бит (1 или 0) умножается на х в степени, соответствующей месторасположению этого бита.
Переведем последовательность, полученную в п. 7.1 в полиномиальную форму.
|
А |
С |
||||||||||||||
|
1 |
0 |
1 |
1 |
0 |
0 |
0 |
0 |
1 |
1 |
0 |
0 |
0 |
0 |
0 |
1 |
|
х15 |
х14 |
х13 |
х12 |
х11 |
х10 |
х9 |
х8 |
х7 |
х6 |
х5 |
х4 |
х3 |
х2 |
х1 |
х0 |
Полученную кодовую комбинацию можно записать как:
G(x) = х15 + х13 + х12 + х7 + х6 + 1.
Умножим G(x) на одночлен хr. Так как количество проверочных разрядов, рассчитанное в п. 7.2 равно 12, то умножаем на х12
G(x) х12 = х27 + х25 + х24 + х19 + х18 + х12.
Для получения разрешенной комбинации циклического кода разделим полученную последовательность на выбранный в п. 7.2 образующий полином. Процесс деления показан ниже.
х27 + х25 + х24 + х19 + х18 + х12 х12 + х6 + х4 + х +1
х27 + х21 + х19 + х16 + х15 х15 + х13 + х12+ х9 + х7 + х5 + х2 х25 + х24 + х21 + х18 + х16 + х15 +х12
х25 + х19 + х17 + х14 + х13
х24 + х21 + х19 + х18 + х17 + х16 +х15 + х14+х13 + х12
х24 + х18 + х16 + х13 + х12
х21 + х19 + х17 + х15 + х14
х21 + х15 + х13 + х10 + х9
х19 + х17 + х14 + х13 + х10 + х9
х19 + х13 + х11 + х8 + х7
х17 + х14 + х11 + х10 + х9 + х8 +х7
х17 + х11 + х9 + х6 + х5
х14 + х10 + х8 + х7 + х6 + х5
х14 + х8 + х6 + х3 + х2
х10 + х7 + х5 + х3 + х2 =R(X).
Итак, разрешенная комбинация циклического кода, в соответствии с формулой (9) имеет вид:
F(x) = х27 + х25 + х24 + х19 + х18 + х12+ х10 + х7 + х5 + х3 + х2
Переведем ее в двоичный вид:
1011000011000001010010101100
7.4 Проверка правильности получения разрешенной КК
Проверку правильности кодовой комбинации циклического кода проведем в двоичной форме. Для этого необходимо последовательность F(x) в двоичной форме сложить по модулю два с образующим полиномом Р(х), также взятым в двоичной форме (Р(х) 1000001010011). В случае правильности построения, получим нуль. Проверим это на приведенном выше примере.
|
1011000011000001010010101100 1000001010011 0011001001011001010010101100 1000001010011 01001011111111010010101100 1000001010011 0001010101100010010101100 1000001010011 0010100110001010101100 1000001010011 00100100101100101100 1000001010011 000100000101001100 1000001010011 0
|
Так как остаток от деления получился равным нулю, то формирование разрешенной кодовой комбинации циклического кода было верным.
8 КОДИРОВАНИЕ И ДЕКОДИРОВАНИЕ СВЕРТОЧНЫХ КОДОВ
8.1 Построение схемы кодера и решетчатой диаграммы
Теоретические вопросы выбора оптимальных параметров и синтеза кодовых комбинаций сверточного кода рассмотрены в [1,2,5].
Кодер двоичного сверточного кода (СК) содержит регистр сдвигов на К разрядов и сумматоры по модулю 2 для образования кодовых символов. Входы сумматоров определены разрядами регистра. Связи i-го сумматора с ячейками j-го
-
Сверточные коды обычно задаются полиномами в восьмеричной системе счисления, и для построения схемы кодера необходимо перевести полиномы в двоичную (полиномиальную) форму.
Рассмотрим простейший несистематический код (7, 5). Для получения образующих полиномов переведем цифры в двоичную и полиномиальную формы:
G(1) = 78 = 1112 D2 + D + 1,
G(2) = 58 = 1012 D2 + 1.
S1
S2
u
v(1)
v(2)
v
00
10
01
11
0/00
1/11
1/00
0/10
0/11
1/01
0/01
1/10
Рисунок 2
Рисунок 3
Схема кодера, соответствующая полиномам G(1) и G(2), приведена на рис. 2. На рисунке 3 показана описывающая его диаграмма состояний.
Сверточный кодер как конечный автомат с памятью описывают диаграммой состояний. Внутренними состояниями кодера считают символы, содержащиеся в (К – 1) разрядах регистра (начиная от входа кодера). Кодер на рис. 2 может находиться в одном из четырех состояний S1S2 = (00, 10, 11, 01), так как К = 3. Диаграмма представляет собой направленный граф, который содержит все состояния и описывает возможные переходы из одного состояния в другое, а также символы входов/выходов кодера, сопровождающие эти переходы. В кружках указаны состояния кодера, стрелками – возможные переходы. Около стрелок показаны символы на входе/выходе кодера u/v(1)v(2), соответствующие каждому переходу.
Развертка диаграммы состояний во времени образует решетчатую диаграмму (рис. 4). На решетке состояния показаны узлами, а переходы – соединяющими их линиями (ветвями). После каждого перехода из одного состояния в другое происходит смещение на один шаг вправо. Решетчатая диаграмма представляет все разрешенные пути, по которым может продвигаться кодер при кодировании.
Рисунок 4
Свободное кодовое расстояние df СК определяется числом символов, которыми отличаются все возможные кодовые последовательности, при условии, что им соответствуют две последовательности, имеющие отличие в одном символе. Поскольку СК являются линейными, то в качестве одной последовательности удобно взять нулевую, а в качестве второй – последовательность с одной единицей на первом месте. В этом случае определение df упрощается, так как можно воспользоваться выражением
df = Wt(hi) (8)
где Wt(hi)– вес отклика (импульсной реакции) кодера на единичное воздействие вида
.
Рассчитаем свободное кодовое расстояние, исходя из решетчатой диаграммы кода, выбирая путь наименьшего веса, начинающийся и заканчивающийся в состоянии 00 (и отличный от нуля). На рис. 4 этот путь обозначен пунктирной стрелкой. Вес этого пути и будет свободным расстоянием кода
df = Wt(11 10 11) = 5.
8,2 Расчет параметров каскадного кода
Совместное использование двух и более корректирующих кодов принято называть каскадным кодированием. Пример такого кодирования с использованием двух кодов с последовательным включением кодеров представлен на рис. 5
Внешний кодер
Внутренний кодер
Перемежитель
Рисунок 5
В качестве внешних кодов чаще всего используются блоковые (n, k) коды, а внутренних - сверточные. Каскадные методы кодирования обладают существенными преимуществами в сравнении со многими известными методами кодирования в случае, когда в линии связи на сигнал воздействуют импульсные помехи, приводящие к образованию пакетов ошибок. Борьба с пакетирование ошибок осуществляется перестановкой выходных символов внешнего кодера с последующим их восстановлением на входе внешнего декодера. Устройства, выполняющие эти операции, называются устройствами перемежения, т.е. переупорядочивания кодовых символов, и деперемежения, т.е. восстановления порядка их следования.
Простейшая реализация перемежения – блоковое перемежение, в котором информация записывается по строкам, а считывается по столбцам.
Для исходной последовательности, состоящей из 36 бит и менее достаточно блокового перемежителя размером 6х6. В остальных случаях необходимо увеличить размер перемежителя до 7х7. Пустые ячейки считать нулями.
Рассмотрим процесс перемежения на примере последовательности, полученной в п. 7.3: 101100 001100 000101 001010 1100. В ней 28 элементов, поэтому используем блоковый перемежитель емкостью 6х6. Запишем последовательность по строкам,
|
1 |
0 |
1 |
1 |
0 |
0 |
|
0 |
0 |
1 |
1 |
0 |
0 |
|
0 |
0 |
0 |
1 |
0 |
1 |
|
0 |
0 |
1 |
0 |
1 |
0 |
|
1 |
1 |
0 |
0 |
0 |
0 |
|
0 |
0 |
0 |
0 |
0 |
0 |
считаем ее по столбцам: 100010 000010 110100 111000 000100 001000.
Рассчитаем свободное кодовое расстояние, исходя из решетчатой диаграммы кода, выбирая путь наименьшего веса, начинающийся и заканчивающийся в состоянии 00 (и отличный от нуля).
df = Wt
Если информационные символы закодированы внешним кодом с d0, а внутренним – с df, то минимальное кодовое расстояние сформированного каскадного кода определяется следующим образом:
dmin = d0 × df.
dmin =4*5=20.
Обнаружение и исправление всех ошибок максимальной кратности tобн и tисп гарантируется, если выполняются известные условия
, (9)
,
Избыточность каскадного кода рассчитывается как отношение числа проверочных разрядов к длине кодовой комбинации.
8.3 Кодирование последовательности сверточным кодом
Кодирование представляют как умножение многочлена информационной последовательности и(D) на порождающие многочлены. Например, для кодов со скоростью R = 1/п последовательность символов на i-м выходе кодера
(8)
Закодируем полученную последователность :
100010 000010 110100 111000 000100 001000 с помощью пораждающих многочленов G(1) = D2 + D + 1 и
G(2) = D2 + 1.
u(D) = D35 + D31 +D25 + D23 + D22 + D20 + D17 + D16 +D15 + D8 + D3
v(1)(D) = (D35 + D31 +D25 + D23 + D22 + D20 + D17 + D16 +D15 + D8 + D3) *
(D2 + D + 1) .
Получим следующую комбинацию:
V1=11101110001100001110101000011100111000
v(2)(D) = (D35 + D31 +D25 + D23 + D22 + D20 + D17 + D16 +D15 + D8 + D3)
*(D2 + 1).
Получим следующую комбинацию
V2=10101010001001100111011000010100101000
Общая комбинация на выходе кодера, считывая попарно значения V1 и V2:
V2=11.10.11.00.11.10.11.00.00.00.11.10.00.01.01.00.10.11.11.01.10.01.11.00.00.00.00.11.10.11.00.00.11.10.11.00.00.00
5.4 Декодирование последовательности по алгоритму Витерби
По характеру использования информации, поступающей на вход декодера, алгоритмы декодирования делятся на несколько групп. К алгебраическим относятся алгоритмы, работа которых основана на использовании алгебраических свойств кодовых слов. При этом в демодуляторе производится жесткое решение о принятых сигналах и на вход декодера поступают дискретные символы, алфавит которых совпадает с алфавитом на передаче. При вероятностном декодировании существенным является более полное использование информации с выхода канала. В этом случае в демодуляторе производится мягкое решение, содержащее информацию об апостериорной вероятности принимаемых символов. Из вероятностных алгоритмов наиболее разработаны алгоритм последовательного декодирования и алгоритм максимального правдоподобия, предложенный А. Витерби. Алгоритм имеет ряд преимуществ перед другими и его широко используют для декодирования коротких СК. Рассмотрим алгоритм на примере кода со скоростью R = 1/п.
Декодирование состоит в прослеживании по кодовой решетке пути с максимальной апостериорной вероятностью. Декодированный путь можно указать одним из способов: набором оценок кодовых ветвей , составляющих путь; последовательностью оценок состояний кодера либо последовательностью оценок информационных символов на входе кодера . Поступающая на вход декодера последовательность будет декодирована с минимальной вероятностью ошибки, если из всех возможных путей выбрать оценку , для которой максимальна апостериорная вероятность
Р(/) = max. (11)
При декодировании по критерию (11), выбирают такую последовательность ветвей , которая обеспечивает минимум суммы
МП = , (12)
называемая метрикой декодированного пути. Метрика пути содержит в качестве слагаемых метрики ветвей: МП = , где метрики ветвей . В дискретном канале для оценки расстояний используют метрику Хэмминга.
Периодическая структура решетчатой диаграммы существенно упрощает сравнение и выбор путей в соответствии с правилами (12). Число состояний на решетке ограничено, и два наугад выбранных достаточно длинных пути имеют, как правило, общие состояния. Отрезки путей, входящих в эти состояния, необходимо сравнить и выбрать путь с наименьшей метрикой. Такой путь называют выжившим. В соответствии с алгоритмом Витерби сравнение и отбрасывание отрезков путей производится периодически на каждом шаге декодирования. Рассмотрим декодирование кода (7, 5), символы которого передаются по дискретному каналу. В этом случае метрика ветви MB равна расстоянию Хэмминга между набором символов z(1)z(2) на входе декодера и набором символов v(1)v(2), соответствующих данной ветви на решетчатой диаграмме. Если z(1)z(2) = 01, то возможные значения MB для кода (7, 5) с решеткой, изображенной на рис. 3, будут: MB(00) = 1, MB(01) = = 0, MB(11) = 1 и MB(10) = 2. Метрика пути есть сумма метрик ветвей, образующих некоторый путь на решетчатой диаграмме. Путь конечной длины оканчивается в определенном состоянии. Метрика состояния МС равна МП, который заканчивается в данном состоянии. Шаг декодирования состоит в обработке декодером принимаемых из канала данных в интервале между двумя соседними уровнями узлов.
На рис. 6 показано развитие процесса декодирования символов кода (7, 5). На вход декодера поступают пары символов из канала z(1)z(2) = 11 10 00 11 01 ... Цифрами около ветвей обозначены метрики ветвей, цифры в кружках обозначают метрики состояний. В начальный момент времени полагаем, что декодер находится в состоянии 00 и исходная метрика МС (00) = 0. Если из канала поступили символы 11, то метрики двух ветвей, выходящих из этого состояния, MB (00) = 2 и MB (11) = 0. Это отмечено на первом шаге декодирования. Так как других ветвей из состояния 00 в состояния 00 и 11 нет, то метрики этих состояний принимают равными метрикам входящих ветвей: МС (00) = 2 и МС (10) = 0. Аналогично и на следующем шаге, когда из канала поступают символы 10. Здесь MB (00) = 1, MB (11) = 1 и MB (10) = 0, MB (01) = 2. Метрики состояний на этом шаге определяются теперь как суммы метрик входящих ветвей с метриками предыдущих состояний: МС (00) = 2 + 1 = 3, МС (10) = 2 + 1 = 3, МС (01) = 0 + 0 = 0, МС (11) = 0 + 2 = 2. На этом развитие решетчатой диаграммы заканчивается.
Рисунок 6
К каждому новому состоянию ведет два пути. К примеру, к состоянию 00 ведут пути из состояний 00 и 01. Декодер вычисляет метрики путей как суммы метрик предыдущих состояний и метрик входящих ветвей.
Далее производят попарное сравнение метрик путей, входящих в каждое состояние. В результате сравнения выбирают меньшую метрику и ее считают метрикой данного состояния для последующего шага декодирования. Путь, входящий в данное состояние с меньшей метрикой, считают выжившим. Пути, входящие в состояния с большими метриками, считают оборванными. Они показаны на решетчатой диаграмме штриховыми линиями.
Таким образом, на каждом шаге декодирования в соответствии с алгоритмом Витерби в каждом из состояний решетчатой диаграммы производятся однотипные операции:
1) сложение метрик предыдущих состояний с метриками соответствующих ветвей;
2) сравнение метрик входящих путей
3) выбор путей с наименьшими метриками, величины которых используют как метрики состояний на последующем шаге декодирования (сокращенно ССВ).
Если метрики сравниваемых путей одинаковы, выбор одного из двух путей производят случайным образом. На каждом шаге в результате сравнения половина возможных путей отбрасывается и в дальнейшем не используется. Другая половина образует продолжения путей для следующего шага декодирования. Из каждого состояния на следующем шаге вновь появляются два варианта продолжения путей. Это обеспечивает постоянство вычислений, производимых на каждом шаге. Декодер прослеживает по кодовой решетке путь, имеющий минимальное расстояние от пути, который генерирует кодер.
Построим решетчатую диаграмму состояний, внося двукратную ошибку на 6 и 10 ходу, согласно варианту:
V2=11.10.10.00.10.10.11.00.00.00.11.10.00.01.01.00.10.11.11.01.10.01.11.00.00.00.00.11.10.11.00.00.11.10.11.00.00.00
4 ПОСТРОЕНИЕ КАДРОВ ПО ПРОЦЕДУРЕ HDLC
4.1 Типы кадров согласно процедуре HDLC
В протоколе HDLC кадры могут быть трех типов: I, S, U.
I-кадр называется информационным (information) кадром,
S-кадр – супервизорным (supervisor) кадром,
U-кадр – ненумерованным (unnumbered) служебным кадром.
I-кадр используется только для передачи данных (информации) пользователей или вышестоящих уровней.
S-кадр обеспечивает передачу специальной служебной информации о состоянии передаваемых I-кадров. Они используются для передачи квитанций о подтверждении или запросе, готовности или неготовности к приему очередного I-кадра.
Для борьбы с «выпадениями» и «вставками», характерными для систем с обратной связью (РОС или ИОС) в I-кадрах и S-кадрах передаются номера соответствующих кадров. Поэтому I-кадры и S-кадры являются «нумерованными».
U-кадр также необходим для передачи служебной информации. Но эта информация служит в основном для управления звеном (каналом) данных. С помощью U-кадра происходит инициализация звена, установление/разъединение соединения, изменение режима работы и выполняются другие сервисные функции. В этом кадре не передаются номера информационных кадров, откуда и название – «ненумерованный кадр».
4.2 Формироввание I-кадра
Каждый кадр состоит из полей. I-кадр имеет 6 полей, а S- и U-кадры – по 5 полей. Структура I-кадра показана на рис. 7.
|
Поле начала кадра |
Поле адреса |
Поле управления |
Информационное поле |
Поле проверки |
Поле конца кадра |
|
Флаг начала |
Адрес |
Управление |
Информация |
Контрольная последовательность |
Флаг конца |
|
8 бит |
8(16)бит |
8(16)бит |
N бит |
16 бит |
8бит |
Рисунок 7 – Структура кадров
Рассмотрим построение полей кадров.
Поля НАЧАЛА и КОНЦА КАДРА. Для определения начала и конца кадра используется принцип стартстопной цикловой синхронизации. В качестве стартовой комбинации применяется комбинация вида 01111110. Аналогичная последовательность используется для обозначения конца кадра. Эта последовательность называется «флагом начала» или «флагом конца» соответственно.
Поле АДРЕСА. В этом поле передается адрес (номер) соответствующей станции, представленный в двоичной форме. Каждой станции присваивается уникальный (единственный) адрес. В кадре, содержащем команды, передается адрес удаленной станции, а в кадре-ответе передается местный (свой) адрес.
Допускается расширение поля адреса еще на 8 бит (1 байт). Указателем на то, что следующий байт кадра входит в область адреса, является наличие 0 в первом (младшем) бите предыдущего байта поля адреса, исключая байт вида 00000000. Таким образом, младший разряд обычного (не расширенного) адреса должен быть равен 1.
Для того, чтобы сформировать поле адреса, необходимо перевести последние две цифры зачетной книжки в двоичную форму и записать полученную последовательность в первые 7 старших битов.
Пусть адрес станции-получателя будет равен 60. Переведем это значение в двоичную форму 01111002 и добавим в младший бит 1. Поле адреса будет следующим: 01111001.
Поле УПРАВЛЕНИЯ. Поле управления содержит идентификаторы типа кадра и операций протокола HDLC. Основной (8-битовый) формат поля управления приведен на рис. 8. Последовательность передачи битов в канал начинается с битов младших разрядов.
|
Тип кадра |
Порядок передачи битов поля управления в канал |
|||||||
|
8 |
7 |
6 |
5 |
4 |
3 |
2 |
1 |
|
|
I-кадр |
000 |
P/F |
001 |
0 |
||||
|
идентификация типа кадра |
Рисунок 8 – Основной формат поля управления
NS – биты порядкового номера данного (передаваемого) I-кадра (по модулю 8). Согласно заданию, это номер группы, в которой учится студент. Например, для седьмой группы NS = 111.
NR – биты порядкового номера ожидаемого кадра (по модулю 8), т.е. подтверждается правильный прием I-кадров до номера NR 1 включительно. По заданию номер ожидаемого кадра равен 1, поэтому NR = 001.
P/F – бит опроса/окончания опроса. В кадре команды этот бит интерпретируется как бит «опроса» P (poll). Если на посылаемый кадр необходимо получить ответ (квитанцию), то выставляется P = 1; если ответ не нужен, P = 0. В кадре ответа этот бит интерпретируется как бит «окончания опроса» F (finish). Если ранее был правильно принят кадр с P = 1, то в ответном кадре F = 1, в противном случае F = 0. Следовательно, бит F также является своего рода «опросным», так как требует подтверждения от первичной станции, т.е. функция бита P/F – одна и та же. В курсовой работе на данном этапе можно брать любое значение, например 1.
Итак, поле управления будет выглядеть следующим образом: 0000000100000010
Поле ПРОВЕРКИ. В поле проверки помещается контрольная последовательность (КП), полученная в результате кодирования циклическим кодом с образующим полиномом P(x) = x16 + x12 + x5 + 1. В качестве k информационных разрядов, которые будут защищены корректирующим кодом, берутся разряды полей: адреса, управления и информации. Таким образом, содержимое между флагами начала и конца является кодовой комбинацией циклического кода. Для определения КП используется обычная процедура построения разрешенной комбинации циклического кода
F(x) = A(x)∙xr R(x),
где F(x) – разрешенная комбинация; A(x) – информационная часть (k разрядов);
r – наивысшая степень образующего полинома (в данном случае r = 16); R(x) – остаток от деления A(x)∙xr на P(x). Следовательно, КП является остатком R(x). Процесс кодирования детально рассмотрен в п. 4.3.
Итоговый кадр будет выглядеть следующим образом:
|
Флаг начала |
Адрес |
Управление |
Информация |
Контрольная последовательность |
Флаг конца |
|
01111110 |
0111100 |
00010010 |
11.10.10.00.10.10.11.00.00.00.11.10.00.01.01.00.10.11.11.01.10.01.11.00.00.00.00.11.10.11.00.00.11.10.11.00.00.00 |
1011110100001010 |
01111110 |
Рисунок 8-Формирование I-кадра с расширенным полем управления
4.3 Вставка битов
Очевидно, что при передаче кадра по каналу связи его содержимое между двумя флагами (начала и конца) не должно иметь фрагментов вида 01111110, иначе это будет идентифицироваться приемником как конец кадра. Поэтому, с целью создания «прозрачного» канала, содержимое сформированного кадра перед отправкой в канал подвергается специальной обработке. Если в последовательности встречается пять единиц подряд, то после них вставляется 0. На приеме, перед дешифрованием кадра производится обратная операция, если после пяти подряд следующих единиц есть 0, то он исключается. Этот метод называется «вставкой битов» (bit stuffing). Например, рассмотрим фрагмент содержимого кадра между флагами:
после форматирования кадра в передатчике
...010111110001111110...
после обработки в передатчике
...010111110001111110...
в приемнике (до дешифрования кадра)
...010111110001111110...
При вставке битов необходимо учитывать, что биты в полях идут непрерывно.
Вставки битов не делаем так как у нас нет пяти единиц подряд.
5 ПОСТРОЕНИЕ СЛУЖЕБНЫХ КАДРОВ, НЕОБХОДИМЫХ ДЛЯ ПЕРЕДАЧИ ДАННЫХ
5.1 Режимы работы канала ПД
Прежде всего заметим, что процедуры управления каналом ПД реализуются при условии уже организованного физического или виртуального канала между ООД. Таким образом, здесь рассматриваются только действия, связанные с процессом передачи информации между ООД через АКД по подготовленному каналу ПД.
Общий характер процедуры передачи информации определяется режимом работы звена ПД. Таких режимов три:
Режим нормального ответа – NRM (Normal Response Mode);
Режим асинхронного ответа – ARM (Asynchronous Response Mode);
Асинхронный сбалансированный режим – АВМ (Asynchronous Balance Mode).
Режим NRM применяется для иерархической структуры канала ПД, т.е при наличии первичной (ведущей, главной) и вторичной (ведомой или подчиненной) станций. В этом режиме вторичная станция начинает передачу только в случае, когда от первичной поступает соответствующая команда. При этом в ответ могут быть переданы один или несколько кадров и, кроме того, ответ должен содержать информацию о том, какой из этих кадров является последним. После этого вторичная станция лишается возможности осуществлять передачу кадров вплоть до получения очередной команды от первичной станции на выдачу ответа. В этом режиме данные могут передаваться как от первичной, так и от вторичной станции (в этом случае первичная периодически опрашивает вторичную о наличии информации).
Режим ARM также применяется для структуры канала ПД с первичными и вторичными станциями. Но для придания большей гибкости в работе, в отличие от режима NRM, вторичная, не ожидая команды запроса первичной, может по собственной инициативе начать передачу кадра или группы кадров.
Режим АВМ применяется в структуре канала ПД с комбинированными станциями. При этом каждая из комбинированных станций канала имеет право передавать в любой момент как кадры-команды, так и кадры-ответы без получения предварительного разрешения от другой комбинированной станции. Этот режим является, как правило, основным и наиболее часто применяется на практике. Поэтому материал данного руководства в основном ориентирован на этот режим АВМ.
5.2 Процесс передачи данных
Процесс передачи данных на канальном уровне состоит из ряда фаз, которые определяют функциональные процедуры взаимодействия двух станций: подготовка станций к работе (установление соответствующего режима, проверка канала), передача информации между станциями (с исправлением неправильно принятой информации) и завершение сеанса связи (разъединение станций).
Используя различные типы кадров, протокол HDLC позволяет очень гибко приспособиться к условиям передачи данных. Эта гибкость и определила его широкое распространение в различных видах связи.
Прежде чем начнем рассмотрение реализации процедур передачи данных, обратим внимание на то, что, в соответствии с рекомендациями МККТТ и Международной организации по стандартизации МОС (ISO) [2], предусмотрено использование в каждом классе процедур базовой совокупности команд и ответов и некоторых дополнительных команд (ответов).
Для класса сбалансированных процедур предлагается базовая совокупность, приведенная в табл. 1.
Таблица 1
|
Имя команды базовой совокупности |
Имя ответа базовой совокупности |
|
I |
I |
|
RR |
RR |
|
RNR |
RNR |
|
SABM |
UA |
|
DISC |
DM |
Прежде всего, рассмотрим положение, общее для всех ситуаций в канале, т.е. начало и окончание сеанса связи, без изучения процесса передачи информации.
В начале сеанса одна из станций (например, станция А) взяла на себя инициативу организации связи. Поэтому она передает ст.Б служебный U-кадр типа SABM, предлагая установить основной асинхронный сбалансированный режим. Так как этот кадр является командой, то в поле адреса выставляется адрес ст. Б. Для получения ответа на него (чтобы убедиться, что станция Б приняла эту команду) параметр Р = 1.
Получив эту команду, ст.Б (если нет каких-то мешающих причин) отвечает согласием в виде U-кадра типа UA. Так как этот кадр является ответом на вызов ст.А, то в поле адреса выставляется адрес ст.Б, а параметр
F = 1, чем подтверждается окончание опроса, вызванного пришедшей командой с Р = 1.
После получения этого кадра станцией А между ст. А и ст. Б начинается обмен информационными или служебными кадрами. Станция-инициатор связи (здесь и ниже это будет ст. А) запрашивает ст. Б о ее готовности к обмену с помощью S-кадра типа RR. Так как это команда, то выставляется адрес удаленной станции, т.е. адрес ст.Б. В поле NR выставляется номер первого кадра (т.е. 0), и параметр Р = 1, для того, чтобы ст. Б ответила на запрос.
Получив эту команду, ст. Б (если она готова к дальнейшей работе) отвечает S-кадром-ответом также типа RR, выставляя F = 1 в ответ на требование кадра-команды от ст.А. Естественно, что в поле NR также выставляется номер первого кадра (0), так как других еще не было.
Ст.А, получив кадр-ответ, определяет, что ст.Б к работе готова, и передает первый I-кадр с параметром Р = 1, требуя этим ответа на него.
В случае, если ошибка не обнаружена, высылается кадр-подтверждение также типа RR, выставляя F = 1 (ошибок не обнаружено). В поле NR выставляется номер ожидаемого кадра, например, (1).
Если была найдена ошибка – то, для систем передачи данных с РОС-ОЖ и РОС-НП будет передаваться кадр RR (готов к приему), выставляя F = 0 для обозначения принятой ошибки в кадре с номером NR = 0 (если ошибка произошла в первом кадре) или кадр REJ (запрос) с теми же параметрами. Для системы с РОС-АП кадр-запрос выглядит как SREJ (селективный запрос)
Для завершения сеанса связи ст. А передает ст. Б служебный U-кадр–команду типа DISC с адресом станции Б и Р = 1. Если ст. Б согласна завершить сеанс, то она отвечает служебным U-кадром типа DM с адресом ст. Б и F = 1.
Таким образом, для организации передачи данных по каналу связи необходимо использовать 4 кадра типа U и 2 кадра типа S.
5.3 Формат кадров
S- и U-кадры содержат по 5 полей. Структура кадров показана на рис.15.
|
Флаг начала |
Адрес |
Управление |
Контрольная последовательность |
Флаг конца |
|
8бит |
8(16)бит |
8(16)бит |
16 бит |
8бит |
Рисунок 15 – Структура кадров
Флаг начала и конца, поле адреса и контрольная последовательность описаны в п. 6.2. Рассмотрим детально поле управления служебных кадров.
Поле управления содержит идентификаторы типа кадра и операций протокола HDLC. Основной (8-битовый) формат поля управления приведен на рис. 16.
|
Тип кадра |
Порядок передачи битов поля управления в канал |
|||||||
|
8 |
7 |
6 |
5 |
4 |
3 |
2 |
1 |
|
|
S-кадр |
NR |
P/F |
s |
s |
0 |
1 |
||
|
U-кадр |
u |
u |
u |
P/F |
u |
u |
1 |
1 |
|
биты идентификации типа кадра |
Рисунок 16 – Основной формат поля управления
Последовательность передачи битов в канал начинается с битов младших разрядов.
NR – биты порядкового номера ожидаемого кадра (по модулю 8).
P/F – бит опроса/окончания опроса.
s – биты определяют тип S-кадра (его супервизорные функции). Так как таких битов только два, то количество супервизорных функций может быть 22=4. Кодирование типов S-кадра приведено в таблице 2.
Таблица 2
|
Номер бита |
4 |
3 |
Тип S-кадра (супервизорная функция) |
|
Значения битов |
0 |
0 |
RR(Receive Ready) – Готов к приему |
|
0 |
1 |
RNR(Receive Not Ready) – Не готов к приему |
|
|
1 |
0 |
REJ(Reject) – Переспрос (отказ) |
|
|
1 |
1 |
SREJ(Selective Reject) – Селективный (адресный) переспрос |
u – биты определяют тип U-кадра. Общее количество возможных модификаций U-кадра 25=32. В настоящее время стандартизованы только 18 типов U-кадра. Их кодирование приведено в табл.3.
|
Функции U-кадра |
Биты |
Назнач. |
||||
|
8 |
7 |
6 |
4 |
3 |
К/О |
|
|
SABM – установить основной асинхронный сбалансированный режим |
0 |
0 |
1 |
1 |
1 |
+ / |
|
SNRM – установить основной режим нормального ответа |
1 |
0 |
0 |
0 |
0 |
+ / |
|
SARM – установить основной режим асинхронного ответа |
0 |
0 |
0 |
1 |
1 |
+ / |
|
SABME – установить расширенный асинхронный сбалансированный режим |
0 |
1 |
1 |
1 |
1 |
+ / |
|
SNRME – установить расширенный режим нормального ответа |
1 |
1 |
0 |
1 |
1 |
+ / |
|
SARME – установить расширенный режим асинхронного ответа |
0 |
1 |
0 |
1 |
1 |
+ / |
|
DISC – разъединение |
0 |
1 |
0 |
0 |
0 |
+ / |
|
SIM – установить режим инициализации |
0 |
0 |
0 |
0 |
1 |
+ / |
|
RSET – возврат в исходное состояние |
1 |
0 |
0 |
1 |
1 |
+ / |
|
UP – запрос передачи |
0 |
0 |
1 |
0 |
0 |
+ / |
|
DM – режим разъединения |
0 |
0 |
0 |
1 |
1 |
/ + |
|
RIM – запрос инициализации |
0 |
0 |
0 |
0 |
1 |
/ + |
|
UA – ненумерованное подтверждение |
0 |
1 |
1 |
0 |
0 |
/ + |
|
RD – запрос разъединения |
0 |
1 |
0 |
0 |
0 |
/ + |
|
FRMR – некорректный кадр |
1 |
0 |
0 |
0 |
1 |
/ + |
|
XID – идентификация станции |
1 |
0 |
1 |
1 |
1 |
+ / + |
|
TEST – проверка |
1 |
1 |
1 |
0 |
0 |
+ / + |
|
UI – ненумерованная информация |
0 |
0 |
0 |
0 |
0 |
+ / + |
К – команда; О – ответ.
Кроме основного (8-битового) формата поля управления имеется также расширенный формат (16 бит). Термин «расширенный» означает расширение диапазона порядковых номеров передаваемых и принимаемых кадров до 127 (т.е. нумерация по модулю 128). Для операций с расширением порядковым номером размеры полей NS и NR увеличиваются от 3 бит (по модулю 8) до 7 бит (по модулю 128). Таким образом, размер управляющего поля увеличивается от одного байта до двух байт. Расширенный формат поля управления приведен на рис. 17.
|
Тип кадра |
Порядок передачи битов поля управления в канал |
|||||||||||||||
|
16 |
15 |
14 |
13 |
12 |
11 |
10 |
9 |
8 |
7 |
6 |
5 |
4 |
3 |
2 |
1 |
|
|
I-кадр |
NR |
P/F |
NS |
0 |
||||||||||||
|
S-кадр |
NR |
P/F |
x |
x |
x |
x |
s |
s |
0 |
1 |
||||||
|
U-кадр |
x |
x |
x |
x |
x |
x |
x |
P/F |
u |
u |
u |
x |
u |
u |
1 |
1 |
x – биты, значения которых не определены (рекомендуется х = 0).
Рисунок 17 – Расширенный формат поля управления
Кадр, имеющий расширенный формат управляющего поля, называется кадром расширенного формата.
Для перехода из режима основного (нерасширенного) формата в расширенный (и наоборот) используются специальные U-кадры. Например, с помощью U- кадра SABME можно перейти в режим расширенного формата из режима SABM.
При построении кадров необходимо учитывать какой формат кадра задан (основной, если вариант четный, или расширенный), а также вид системы ПД с РОС. Номер ожидаемого кадра в кадре-ответе на ошибку брать последнюю цифру зачетной книжки.
Формирование S-кадра RR
|
Флаг начала |
Адрес |
Управление |
Контрольная последовательность |
Флаг конца |
|
01111110 |
01111001 |
11010001 |
110100110011101 |
01111110 |
Формирование S-кадра REJ
|
Флаг начала |
Адрес |
Управление |
Контрольная последовательность |
Флаг конца |
|
01111110 |
01111001 |
00011001 |
11000111011001 |
01111110 |
Формирование U-кадра DISC
|
Флаг начала |
Адрес |
Управление |
Контрольная последовательность |
Флаг конца |
|
01111110 |
01111001 |
01010011 |
1101100001010111 |
01111110 |
Формирование U-кадра DM
|
Флаг начала |
Адрес |
Управление |
Контрольная последовательность |
Флаг конца |
|
01111110 |
01111001 |
00011111 |
101000100011111 |
01111110 |
Вставка битов: 00011111 101000100011111 000111110 1010001000111110
Формирование U-кадра UA
|
Флаг начала |
Адрес |
Управление |
Контрольная последовательность |
Флаг конца |
|
01111110 |
01111001 |
01110011 |
1111110000110101 |
01111110 |
Вставка битов: 1111110000110101 11111010000110101
Формирование U-кадра SABME
|
Флаг начала |
Адрес |
Управление |
Контрольная последовательность |
Флаг конца |
|
01111110 |
01111001 |
00111111 |
111010101111101 |
01111110 |
Вставка битов: 00111111 111010101111101 001111101 1110101011111001
7 РАСЧЕТ ОСНОВНЫХ ПАРАМЕТРОВ СИСТЕМЫ ПЕРЕДАЧИ ДАННЫХ С РЕШАЮЩЕЙ ОБРАТНОЙ СВЯЗЬЮ
7.1 Структурная схема системы ПД с РОС
Система передачи данных с РОС и адресным переспросом
Для уменьшения объема информации, повторяемой при переспросах, были разработаны системы с РОС и адресным переспросом (РОС-АП). В этих системах передача информации осуществляется блоками и в приемнике имеется память на весь блок с регистрами для каждой кодовой комбинации избыточного кода.
Структурная схема системы передачи данных с РОС-АП представлена на рис. 11. По сигналу запроса сообщение от ИС поступает блоком из m комбинаций. Сообщение на ст. А кодируется кодером, направляется в прямой канал связи и одновременно записывается в накопитель Нmпер емкостью т комбинаций. Принятое на ст. Б сообщение сначала по одной комбинации записывается в приемный накопитель Н1 емкостью в одну кодовую комбинацию и декодируется. Если при декодировании комбинации ошибки не обнаруживаются, то управляющее устройство (УУпр) переписывает комбинацию из H1 в накопитель Hmnp емкостью т комбинаций. При этом комбинация размещается в регистре, который соответствует ее месту (номеру) в блоке данных. Если же фиксируется наличие ошибки, то УУпр стирает комбинацию из накопителя H1 – и соответствующий этой комбинации регистр в Нmпр остается свободным. Номера комбинаций с ошибками запоминаются в Надр.и. После окончания приема всего блока адреса искаженных комбинаций по команде УУпр через шифратор сигналов обратной связи (ШСОС) передаются по обратному каналу.
ПС
Кодер
Модем
Прямой
канал
связи
Модем
Н1
Нпер
УУпер
Декодер
РУ
УУпр
Ст. Б ПКпр
Ст. А ПКпер
Модем
Модем
Обратный
канал связи
ШСОС
Ст. Б ОКпер
Ст. А ОКпр
Нm пр
ИС
Надр.и
ДСОС
Надр.з
Рисунок 11 – Структурная схема системы ПД с РОС-АП.
В передатчике ст. А они, после дешифратора (ДСОС), запоминаются в накопителе адресов запрошенных блоков Надр.з. Под управлением УУпер в соответствии с этими адресами из Нmпер по прямому каналу передаются запрошенные комбинации с адресами. Источник информации при этом соответственно блокируется УУпер.
7.2 Расчет основных параметров системы с РОС и построение временных диаграмм
Расчет основных параметров систем с РОС-АП
Выражение для расчета скорости передачи кадров в системе с РОС-АП при идеальном обратном канале получаются аналогично тому, как это было сделано выше для системы с РОС-ОЖ, а именно:
,
где tcp – среднее время, затрачиваемое на переспросы и ожидание сигнала подтверждения при передаче одного информационного блока из т кадров.
При определении вероятности задержки сообщения в системе с РОС-АП, следует учитывать, что при прямом ДК без ошибок система с РОС-АП ведет себя как система с РОС-НПбл, а при наличии в ПК пакетов ошибок система функционирует как система с РОС-ОЖ. Также необходимо учесть тот факт, что каналы связи пребывают в "плохом" состоянии, для которого характерна основная доля всех ошибок, около 2% времени.
Определим необходимую емкость накопителя Нпер из следующих соображений: каждый принятый по обратному каналу сигнал переспроса соответствует кадру, который был передан tож секунд тому назад. Следовательно, для того чтобы начать повторную передачу с кадра, в котором была обнаружена ошибка, необходимо в накопителе Нпер хранить информацию за последние (tбл + tож) секунд до момента получения сигнала переспроса. Таким образом, емкость накопителя
h ≥ (toж + tбл)/tбл или h ≥ 1+ tож/tбл,
Так как не может быть дробным числом, то h ≥ 2 + Е[tож/tбл], где Е[а] – символ целой части а.
h ≥ (9,7+5,2)/5,2=2,86=3
Минимальное время ожидания tож можно легко определить по формуле:
tож = tр + tан + tос + tр.ос + tа.ос ,
tож =1,71+5,2+0,55+1,71+0,55=9,7 мс
где toс – длительность сигнала в канале обратной связи.
Для расчетов необходимо ввести ограничения на составляющие времени ожидания:
Время анализа tан равно времени передачи блока сообщения, т.е.
tан = п/В.
tан = 76/14400=0,0052=5,2 мс.
Время распространения по прямому и обратному каналам связи равны между собой и определяются как tр = tр.ос = L/V.
tр = tр.ос = 480/280000=0,00171=1,71 мс.
Длительность сигнала обратной связи и время анализа его на передающей стороне равно длительности одного байта, т.е. tос = tа.ос = 8/В.
tос = tа.ос = 8/14400=0,00055=0,55 мс.
Параметры п и k следует использовать как параметры каскадного кода, т.е. длина всей последовательности и длина информационной части соответственно.
Вероятность задержки в канале с РОС-АП будет состоять из двух вероятностей задержки в каналах с РОС-ОЖ и РОС-НПбл, взятых с соответствующими вероятностями их появления:
=0.000162
Временная диаграмма работы системы с РОС-АП для передачи сообщения "Агапов Сергей", емкости накопителя 4 и ошибок в блоках с номерами 6 и 6.
S RR Б
NR = 0 Р = 1 К
(1)
Канал связи
U SABM Б
Р = 1 К
U UA Б
F = 1 O
Ст. A
Время
Время
Ст. Б
S RR Б
NR = 5 F = 0 O
(12)
Обнаружена ошибка в кадре
(10)
(11)
I ге Б
NS=5 NR=0 Р=1 К
S REJ Б
NR = 5 F = 0 O
(9)
I й Б
NS=6 NR=0 Р=0 К
I ге Б
NS=5 NR=0 Р=1 К
(8)
(7)
(6)
(5)
(4)
I С Б
NS=3 NR=0 Р=0 К
I ов Б
NS=2 NR=0 Р=0 К
I ап Б
NS=1 NR=0 Р=0 К
I ер Б
NS=4 NR=0 Р=0 К
(2)
S RR Б
NR = 0 F = 1 O
(3)
I Аг Б
NS=0 NR=0 Р=0 К
U DM Б
F = 1 O
U DISC Б
Р = 1 К
S RR Б
NR = 6 F = 1 O
(14)
I ге Б
NS=5 NR=0 Р=1 К
(13)
2 В случае номера зачетной книжки до 64 необходимо дополнить последовательность нулями до 7 бит
1