книги из ГПНТБ / Шляпоберский В.И. Элементы дискретных систем связи
.pdfство контактов синхронного распределителя (п) определяется про
изведением числа крат системы (т) на |
число накапливаемых им |
пульсов г (5 z ^ 7 ): |
(10.5) |
n — mz. |
При семиимпульсном преобразовании (z—7) и 36 кратах
п — 7 • 36 = 252 контакта.
Время одного «оборота» (цикла) такого распределителя при скоростях телеграфирования оконечных стартстопных аппаратов
Рис. 174. Блок-схема передающей части многократ ной СТС с цикловыми преобразователями
N=50 бод должно равняться 140 мсек. Отсюда частотагенератора управляющих импульсов синхронного распределителя
, |
_ |
/г-1 03 |
г Ч- |
/ г у и синхр |
|
140 |
Во втором варианте все выходные накопители преобразователей подключаются параллельно к промежуточному накопителю, назы ваемому сигнальной матрицей (рис. 175). ■
Считывание информации, накопленной на сигнальной матрице, осуществляется синхронным распределителем. Число контактов синхронного распределителя и число накопительных элементов сиг нальной матрицы равно числу накапливаемых импульсов в преоб разователях. Управление сбросом информации с выходных нако пителей преобразователей на сигнальную матрицу осуществляется дополнительным распределителем крат. Число контактов этого рас пределителя равно числу крат системы (т).
Из сравнения блок-схем, изображенных на рис. 174 и на рис.'175, следует, что применение сигнальной матрицы позволяет значи тельно сократить число элементов распределительной части систе
220
мы, а также упростить преобразователи, в которых можно не иметь второго накопителя.
В целом системы, построенные согласно блок-схемам рис. 174 и рис. 175, являются весьма сложными устройствами.
Если же в преобразователях использован импульсный метод, то передающая часть многократной С.ТС строится согласно блок-схе мам рис. 176.
Распределитель |
Синхронный |
нрат |
распределитель |
Рис. 175. Блок-схема передающей части многократной СТС с сигнальной матрицей
Как видно из рис. 176, а , каждый выходной накопитель преоб разователя ЯI — Ят , рассчитанный на регистрацию только одного импульса, подключается к соответствующему контакту распреде лителя.
Так как преобразователь и распределитель работают от одного генератора, то импульсы, снимаемые с распределителя и преобра зователей, будут всегда в определенной фазе. Режим синхрониза ции преобразователей выбирается таким образом, чтобы импульсы синхронного распределителя были смещены по фазе относительно
выходных импульсов преобразователей по крайней мере на
При этом время одного оборота (цикла) синхронного распредели теля должно равняться to (при Я =50 бод t 0 = 20 м с е к ) , тогда ско рость телеграфирования в синхронном канале N' будет равна
N’ = Nm.
Из сравнения блок-схем трех вариантов передающей части мно гократной СТС следует, что наиболее простой является блок-схема, изображенная на рис. 176, а. Если учесть, что в этом варианте приемная часть системы (рис. 176,6) не содержит преобразовате лей синхронной работы в стартстопную, а импульсные преобразо
1 5 -1 6 0 |
22 1 |
ватели передачи проще цикловых, то, приняв во внимание слож ность и надежность работы, построение многократной СТС следует вести согласно блок-схеме рис. 176.
а
б
Рис. 176. Блок-схемы многократной СТС с импульсными преобразователями:
а — передающая часть; б — приемная часть
Принимая за основу построения стартстопно-синхронных систем большей кратности блок-схему рис. 176, следует иметь в виду, что защита от срыва со стопа оконечного аппарата при воздействии помех, превышающих сигнал, обеспечена не будет. Однако этот недостаток не является весьма существенным, если учесть, что по добные многократные системы предназначены для временного уплотнения проводных и радиорелейных телефонных каналов, в ко торых вероятность появления импульсных помех, превышающих сигнал, весьма мала (порядка 10-4— 10-5).
ГЛАВА 11
СИСТЕМЫ ПОВЫШЕННОЙ ПОМЕХОУСТОЙЧИВОСТИ С АВТОМАТИЧЕСКИМ ЗАПРОСОМ И ПОВТОРЕНИЕМ ИСКАЖЕННЫХ КОДОВЫХ КОМБИНАЦИЙ
§47. ПРИНЦИП ДЕЙСТВИЯ СИСТЕМЫ
Вряде случаев, особенно при работе по каналам с высоким уровнем помех, синхронные систе'мы без каких-либо дополнитель ных устройств не обеспечивают требуемой достоверности приема информации.
Одним из путей повышения помехоустойчивости дискретных си стем связи является применение корректирующих кодов и новыхметодов передачи.
Из всех известных кодов и методов передачи в настоящее время наибольшее распространение получил метод повторной передачи искаженной кодовой комбинации, основанный на применении обна руживающих ошибку кодов.
Суть метода сводится к следующему. Кодовая комбинация пе редаваемого знака преобразуется в такую последовательность им пульсов, которая позволяет на приеме обнаружить наличие иска жений. Если принимаемая комбинация импульсов неискажена, то она будет подана на кодопреобразователь, который и восстановит первоначальную комбинацию.
Если же один или несколько элементов принимаемой комбина ции искажены, то на передающую станцию будет послана комбина ция запроса, приняв которую, передающий аппарат прекратит передачу очередного знака и повторно передаст ранее искаженную комбинацию. Такой цикл может повторяться несколько раз, пока, наконец, переданная комбинация не будет принята правильно.
Изложенный принцип был положен в основу построения спе циальных дискретных систем, которые благодаря высокой помехо устойчивости получили широкое распространение *.
Заметим, что в большинстве систем с автоматическим запросом
и повторением искаженных |
кодовых комбинаций |
согласование |
|
стартстопной работы с синхронной осуществляется |
при помощи |
||
* Первая |
система, получившая |
в литературе название TOR (Teleprinting |
|
Over Radio), |
была построена голландским инженером Ван Дюраном в 1950 г. |
15* |
2 2 3 |
приборов автоматики, а в качестве обнаруживающего ошибку кода применяется семиэлементный код с постоянным соотношением ну лей и единиц или девятиэлементный код Хэмминга, обнаруживаю щий все двойные ошибки.
Преобразующее |
|
|
|
|
От |
|
|
Кодопре |
|
Р П Ф \ / ТРИ |
образо |
|
||
СТА |
|
|
ватель |
|
L уст ройст во |
.J |
|
|
|
От анализирующего |
|
|
|
|
устройства |
Перекпю- |
Датчик |
Н акоп и |
|
|
чающее |
сигнала |
||
От приемника |
уст рой- |
запроса |
т ель |
|
ство |
|
|
|
|
сигнала |
|
|
|
|
запооса |
|
|
|
|
Рис. 177. Блок-схема |
передающей части системы с автоматическим запросом |
|||
|
и повторением искаженной |
кодовой комбинации |
К переключающему уст ройст ву передаю
щей части
Рис. 178. Блок-схема приемной части системы с автоматическим за просом и повторением искаженной кодовой комбинации
Рассмотрим работу такой системы, пользуясь блок-схемой пере дающей (рис. 177) и приемной (рис. 178) частей.
Информация, поступающая от оконечного стартстопного аппа рата (СТА), принимается реперфоратором (РПФ) и накапли вается на ленте. Посредством трансмиттера (ТРМ), управляемого
224
синхронным распределителем, кодовые комбинации передаваемых знаков подаются на кодопреобразователь и уже преобразованны ми регистрируются элементами наборного устройства. Набран ная комбинация считывается и передается в канал синхронным распределителем.
Передаваемые кодовые комбинации запоминаются в накопи теле, рассчитанном на хранение комбинаций нескольких знаков.
На приемном конце (рис. 178) элементы кодовой комбинации регистрируются наборным устройством и в случае отсутствия ис кажений подаются через кодопреобразователь на накопитель Н\ стартстопного передатчика. В конце цикла приема импульсом,по ступающим с синхронного распределителя через ключ /Сль запу скается стартстопный распределитель, который обеспечивает пере дачу принятой комбинации на оконечный стартстопный аппарат.
Если же принимаемая семиэлементная комбинация искажена, что обнаруживается анализирующим устройством, то на время f происходит блокировка наборного устройства и ключа Клг прием ника. Кроме того, с анализирующего устройства будет послан импульс на переключающее устройство передающей части систе мы, которое на время ? заблокирует трансмиттер, включит датчик сигнала запроса и накопитель: на противоположную станцию бу дет послана определенная кодовая комбинация, соответствующая сигналу запроса. Комбинация сигнала запроса передается по встречному каналу, так как между работающими друг с другом системами должна быть дуплексная связь.
В результате регистрации этой кодовой комбинации на проти воположной станции сработает приемник сигнала запроса, кото рый подаст на переключающее устройство управляющий импульс. Под действием этого импульса заблокируется трансмиттер, вклю чится свой датчик сигналй запроса и откроется выход накопителя. Таким образом, в синхронный канал будут переданы комбинация сигнала запроса и все кодовые комбинации, хранящиеся в нако пителе, среди которых будет и та, которая была неправильно при нята противоположной станцией. Расчет необходимого объема па мяти накопителя будет дан ниже.
§ 48. РАБОТА СИСТЕМЫ ПРИ РАЗЛИЧНЫХ СЛУЧАЯХ ИСКАЖЕНИЙ ПРИНИМАЕМЫХ КОМБИНАЦИЙ
На первый взгляд может показаться, что нет никакой необхо димости посылать на приемную станцию перед повторной переда чей сигнал запроса. Однако это не совсем так.
В реальных условиях эксплуатации системы могут иметь место следующие случаи искажений принимаемой комбинации:
— искажение комбинации только в одном канале при пере даче от станции А к станции Б или от станции Б к станции А;
— искажение комбинаций одновременно в обоих, каналах при передаче от станции А к станции £ и от станции Б к станции А;
225
'— многократное искажение повторяемой комбинации;
— искажение комбинации запроса.
Система должна быть спроектирована таким образом, чтобы при любом из перечисленных случаев искажений комбинаций ее правильная работа не нарушалась. Для этого как раз и необхо димо перед повторением посылать комбинацию запроса.
Поясним сказанное, а также работу всей системы, пользуясь временными диаграммами (рис. 179, 180 и 181).
Искажение комбинации только в одном канале
Предположим, что комбинация знака В, переданная со стан ции А на станцию Б, исказилась (рис. 179, а) и система спроек тирована так, что при приеме искаженной комбинации посылается
Рис. 179. Диаграмма работы системы с автоматическим за просом и повторением искаженной кодовой комбинации:
а ^-искажение знака |
В, переданного со |
станции Л; |
б — искажение |
сигнала |
запроса, посланного |
со станции |
Б |
сигнал запроса без блокировки приемника, а на станции А сразу после приема сигнала запроса начинается повторная передача. Тогда работа системы не нарушится до тех пор, пока сам сигнал запроса не исказится. Как только комбинация запроса, пере
226
данная со станции Б на станцию А исказится (рис. 179,6), стан ция А в свою очередь пошлет сигнал запроса на станцию £ и на этом все запросы закончатся, а повторная передача не произой дет — знак В пропадет.
Если же в системе предусмотреть передачу сигнала запроса при приеме искаженной комбинации или комбинации сигнала за-
цикл
гПередача А
\ Прием
I Передача
|
1 |
2 |
3 |
4 |
Искаж ение |
Блокировка |
|
||
приема V |
|
|||
знака Г |
Цикл повторения |
и,икл повторения
’ Передача А В В Г Д сз
Cm5\ Передача
повторения
Рис. 180. Диграмма работы системы с автоматическим запросом и повторением искаженной кодовой комбинации (искажение в одном канале):
а — искажение знака Г, переданного со |
станции 4; |
б — искажение сигнала |
запроса, посланного |
со станции |
Б |
проса с одновременной блокировкой приемника и повторной пере дачей всех знаков, зафиксированных в накопителе, то система бу дет работать правильно при всех возможных случаях искажений
кодовых |
комбинаций. |
(рис. |
Пусть |
знак Г, переданный со станции А, исказился |
|
180, а). Тогда после обнаружения ошибки приемник станции |
Б на |
22 7
время V выключается (блокируется)’, а на станцию А посылается сигнал запроса. После этого передаются знаки, хранящиеся в на копителе. Приняв сигнал запроса, приемник станции Л'также вы ключается на то же самое время f, а передатчик посылает сиг нал запроса, после чего начинает передачу накопленной информа ции (повторение).
Время выключения приемников равняется продолжительности К циклов распределителя, где К — количество накапливаемых комбинаций.
Приемник станции Б начинает принимать в тот момент, когда поступает искаженная ранее комбинация, а приемник станции А, когда приходит очередная комбинация, следующая за ранее принятой (рис. 180,а). В случае искажения сигнала запроса, посланного со станции Б, передатчик станции А, как и в преды дущем случае, посылает сигнал запроса на станцию Б, а далее работа системы происходит аналогично описанному выше
(рис. 180,6).
Таким образом, потери сигнала запроса не происходит и ошиб ки устраняются.
Искажение комбинаций одновременно в двух каналах
Предположим, что искажается знак Г, передаваемый со стан ции А, и знак 4, передаваемый со станции Б (рис. 181,а). После обнаружения ошибок приемники выключаются и в обратные ка налы посылаются сигналы запроса и накопленные комбинации. Выключение приемников на-определенное число циклов обеспечи вает повторный прием именно тех комбинаций, которые были ис кажены.
Поведение системы при двукратном искажении одного и того же знака ясно из рис. 181,6.
Как видно из рассмотренных диаграмм, встречная передача сигнала запроса и блокировка приема на несколько циклов обеспе чивают надежную работу системы при всех возможных случаях искажений передаваемых комбинаций. Однако это приводит к зна чительному уменьшению пропускной способности системы, так как при искажении комбинации только в одном канале оба приемника блокируются и происходит повторная передача в оТ5оих направле ниях. Поэтому СТС с запросом и повторением искаженных кодо вых комбинаций весьма эффективны при работе по каналам со сравнительно малой вероятностью искажений принимаемых им пульсов и практически неработоспособны при больших вероятно стях искажений.
Так, по данным [28] при работе по каналам с вероятностью искажений знаков 10-1 применение рассматриваемой системы при-' водит к ошибочной регистрации примерно одного из 1000 приня тых знаков, т. е. к удовлетворительной связи. При этом пропуск ная способность системы уменьшается почти вдвое,
2 2 8
При вероятности искажения знака 10-2 эффективность систе мы возрастает. Теперь из 100 000 принятых знаков один регистри руется неправильно.
а — однократное искажение знака Г, переданного со станции А; б ** двукратное искажение знака Г
В заключение рассмотрим, чем определяется емкость накопи теля. Исходя из принципа действия системы, время хранения ком бинации в накопителе определяется неравенством
^х ^ ^зап! + Aiepсз "Ф" ^запг “Ь пер* сз> |
(ил) |
где ^зап1 — время распространения сигнала по синхронному ка налу от станции А к станции Б;
/пер. сз — время передачи сигнала запроса; /зап2 — время распространения сигнала по синхронному ка
каду от станции Б к станции А.
229