книги из ГПНТБ / Гойхман Э.Ш. Основы теории передачи информации в автоматизированных системах управления
.pdfпри воздействии импульсных помех), с помощью кода Хэмминга в принципе возможно, но требует.достаточно сложной аппаратуры. Предложенный Финком и Шляпоберским цепной код позволяет при сравнительно простой аппаратуре исправлять как статистиче ски независимые, так и групповые ошибки.
5.5.1. Принцип построения цепного кода
Принцип построения цепного кода заключается'в следующем: между каждыми двумя информационными символами располагает ся поверочный, который* формируется путем проверки па четность двух информационных посылок. На приемной стороне производят отделение информационных символов от поверочных. Затем по то му же правилу, как и на передающей стороне, из принятых ин формационных символов формируются контрольные, которые сравниваются с принятыми поверочными посылкамиНесовпаде ние контрольного символа с соответствующим ему поверочным указывает па наличие ошибки.
Рассмотрим принцип построения варианта простейшего цепного кода, в котором на четность проверяются соседние информацион ные символы.
Обозначим информационные символы И1У а |
пойерочные /7,„- |
|
(где i, к —номера информационных символов, |
охваченных про |
|
веркой |
на четность при формировании, П1л). Тогда кодовая ком |
|
бинация |
И И i+\ \ И i+2 ... Mi+n, закодированная цепным ко |
дом, будет иметь следующий вид:
Заметим, что каждая информационная посылка участвует в двух проверках, и следовательно, участвует в формировании двух поверочных символов.
Принятые информационные и поверочные посылки обозначим соответственно И't и /7'/,*.
На приемной стороне из принятых информационных посылок по аналогичному правилу формируются контрольные посылки ;{рис. 5.4), обозначаемые как KilK.
220
Контрольные символы сравниваются с соответствующими при нятыми поверочными (путем суммирования по модулю два). Ес ли ошибки нет, т. е.
Иг* И'с, Я/+1= Я ,/+1;'Я/_1,,= Л '/_и; П ц + ^ П 'ц
то |
|
|
Лт-м |
Я /;_1>1—0; Я/,,+1 |
Я',,/+1=0. |
Каждая информационная посылка участвует в формировании двух поверочных. Поэтому если произойдет искажение г-той ин
формационной |
посылки |
(например, |
Я 'г=/=Я;), то П |
' и |
ГГц+\фКцл.\, т. |
е. полученные при |
двух соседних |
охватываю |
|
щих символ проверках |
контрольные символы не совпадут с при |
|||
нятыми поверочными. |
В случае |
же искажения |
поверочного |
символа несовпадение выявится только при одном сравнении по верочных с контрольными посылками. Например, при
будет П 'i-\,i 4= но П 'и+ \= К и+ь
Это учитывается при построении схемы для исправления оши бок, логика работы которой показана на рис. 5.8.
На приемной стороне путем сравнения по модулю два приня тых поверочных с контрольными символами формируется сигнал
5i_u =/7',_u © K i - u .
Этот сигнал имеет следующие значения:
0 при Пг1- 1,,= Л/_1,;;
S .- i,i— 1 при
Каждая соседняя пара сигналов S подвергается операции ло гического умножения (на рис. 5.5 обозначено \И\):
|
Si - и S u + i = M ; . |
|
|
|
|
||
Если информационный символ |
И \ будет |
принят с искажением, |
|||||
то Si-u= Si,i+i= l, |
сформированный |
в |
результате |
логического |
|||
умножения сигнал |
используется для |
исправления ошибки. |
Если |
||||
же лишь один из сигналов (Si~i,i или 5;,/+i) |
равен 1, то это ука |
||||||
зывает на наличие |
искажения |
поверочного |
символа |
( |
или |
Я ,•,,•+]). Если нет ретрансляции информации, то поверочный сим вол не исправляется.
Если информацию нужно ретранслировать, то формируют им пульс на исправление искаженного поверочного символа.
5.5.2. Условие правильного декодирования
Ранее указывалось, что в случае принимается решение
221
на исправление информационной посылки # ;ДНо S / _Xi— |
i+1= l и при иска |
||||||||
жении двух поверочных символов /7'г-_, |
и /7С ( + , Следовательно, при |
иска |
|||||||
жении П \ _ и |
и П 'ц+1 |
символ Mi будет ошибочно исправлен. |
|
|
|||||
При искажении соседних поверочного и информационного символов, |
нап |
||||||||
ример П ’i_ x l |
и И 'i\ S[ |
x i=^0, а 5 гг+1=1, |
информационная |
посылка |
И 't не |
||||
будет исправлена, |
хотя |
она и искажена. |
Ошибка при |
дешифрации будет |
и в |
||||
случае искажения |
обоих информационных |
символов, |
участвующих |
в данной |
проверке. Кроме того, из рис. 5.§ видно, что в случае искажения информаци
онного |
символа, например M'[(Si_x г = 1 |
и S ii+X= 1), |
другой |
информационный |
||
символ |
М' [_ | |
может быть ошибочно |
исправлен, если 5у_2 |
= |
Этого не |
|
случится при |
правильно принятых //С _ 2 и /7С_2 /_,. |
‘ . |
|
Следует указать, что исправление информационного символа происходит в момент его охвата двукратной проверкой. Символ # '(-_2 может быть исправ
лен в момент охвата его |
проверками |
с |
и И ’ |
т. |
е. до |
момента |
его |
участия в формировании |
сигнала на |
исправление И ’г. |
Поэтому |
искажение в |
|||
линии связи символа М’ |
2 не повлияет на |
правильность |
исправления И ' i |
по |
сылки. ' Следовательно, для правильного декодирования необходимо, чтобы до ис
каженной посылки было не менее трех правильно принятых символов. Можно показать, что для правильного декодирования и после искаженной посылки должно быть не менее трех правильно принятых.
Таким образом, рассмотренный простейший вариант цепного кода обеспе чивает исправление лишь одиночных ошибок и то при условии, что между дву мя ошибочно принятыми расположено не менее трех правильно принятых сим волов.
5.5.3. Цепной код для исправления групповой ошибки
Для исправления групповой ошибки проверять на четность на до не соседние информационные посылки, а посылки, разнесенные
222
на некоторое расстояние /, называемое шагом проверки На чет ность (рис. 5-6). В этом случае помеха, воздействующая на один информационный символ, нс' будет искажать входящий в данную проверку второй информационный символ.
— £
Рис. 0.6
Шаг выбирается, исходя из состояния, в котором находится канал связи, т. е. исходя из возможного количества искаженных подряд символов.
Поверочные символы смещаются относительно проверяемых ин формационных так, чтобы помеха с допустимой для данного шага длительностью не смогла одновременно исказить информационную и поверочную посылки.
Поверочные символы формируются по правилу
На приемной стороне формируются контрольные посылки
и
© И'»
которые сравниваются с принятыми поверочными
и
2 2 3
В зависимости от значений сигналов 5 принимается' решение на исправление информационного символа И1. Как показано ра нее, правильное декодирование еще обеспечивается, если искажен один из информационных символов, участвующих в проверке, или только один из поверочных символов. Исходя из этого, можно ска зать, что код с / = 3 (рис. 5.6) будет исправлять групповые ошиб ки длительностью в 3 символа. Можно построить код с тем же шагом, но исправляющим групповую ошибку в 2/ символов.
Для этого поверочный символ размещается на расстоянии 2/ от ближайшего информационного участвующего в его формирова нии символа.
На рис. 5.7 показам код с 1 = 3, позволяющий исправлять груп повую ошибку длиной 6 символов.
Можно показать, что для правильного декодирования простей шего цепного кода ( / = 1), построенного по этому принципу, мини мальное количество неискаженных символов между импульсными помехами равно четырем. Из рис 5.7 видно, что код для исправле
ния групповых ошибок . состоит из ряда цепей простейшего кода. При шаге проверки па четность, равном /, информационные посылки одной цепи повторяются через / информационных симво лов других цепей. А так как для правильного декодирования каж дой цепи между искажениями необходимо иметь четыре неиска женных символа, то минимально допустимое расстояние между
импульсными помехами при шаге, |
равном /, определяется |
как |
Ь=М. |
■ |
(5.4) |
5.5.4. Блок-схема аппаратуры, |
реализующей цепной код |
|
Рассмотрим приведенную па рис. 5.8 блок-схему аппаратуры, реализующей цепной код с исправлением групповых ошибок в
шесть символов и менее.
Схема работает следующим образом: на первую ячейку инфор мационного регистра кодирующего устройства от источника сооб щений с тактовой частотой F поступают информационные симво лы. С помощью тактовых импульсов эти символы сдвигаются сле ва направо и с задержкой на семь тактов поступают в линию связи (рис. 5.8).
При помощи схемы разноименности Рi производится проверка на четность состояний 1-й и 4-й ячеек регистра и формируется поверочный символ /7ij4, который через схему коммутации сразу
224
же передается в линию связи до передачи информационно» по сылки, находящейся в седьмой ячейке. Через полтакта частоты F
передается информационная посылка, находящаяся в 7-й ячейке, затем после сдвига через полтакта передается новый поверочный символ и т. д.
Каждый находящийся в 1-й ячейке информационного регистра символ через 3 такта частоты Г переходит в 4-ю ячейку и снова участвует в формировании поверочного символа.
Таким образом, в линию связи будет поступать с удвоенной тактовой частотой 2F последовательность из чередующихся инфор мационных и поверочных символовПри этом каждый поверочный символ будет опережать ближайший из своих информационных на б посылок.
Пример временной диаграммы кодирования приведен на рис. 5.9, где в первой строке показана информация, хранящаяся в на-
TQKTbt |
Симболы набы хоО е со ст о я н и е |
р е ги с т р а |
Выгод перегкзбаем ы д |
||||||
ист очника сообщ ений |
1е |
2 е |
З р |
Цр |
5 р |
£ р |
SveOn а к а н а л соящ |
||
|
7р А |
к о д |
|||||||
/ |
O I I O |
о / |
О / |
О / |
|
|
|||
г |
a t / |
о |
О |
/ |
о / |
О |
с и |
|
|
3 |
о/ |
/ |
0 |
О / |
0 |
/ |
6 L . А |
|
ч |
О |
/ |
/ |
О |
0 |
/ |
О |
■ А |
5 |
|
О |
/ |
/ |
о |
О |
/ |
О О |
'иооto/)
Рис. 5.9
чальпый момент времени в последних четырех ячейках регистра источника сообщений и в семи ячейках регистра кодирующего устройства.
15 Зак. 816 |
225 |
Поскольку в линии связи скорость передачи вдвое больше, чем у источника сообщений, то ее полоса частот должна быть соответ ственно расширена (по сравнению со случаем передачи без ис пользования цепного кода).
На приемной' стороне принимаемая кодовая последователь ность при помощи коммутатора разделяется на информационные и поверочные символы, которые затем подаются на соответствую щие регистры.
При помощи схем разноименное™ Р 2 и Р3 формируются конт рольные посылки Алл и At,?• Эти посылки сравниваются с приняты ми поверочными символами П '\,4 и на схемах разпоименности 1 \ и Р 6. Число ячеек регистра поверочных символов выбрано так, чтобы на два входа схемы разноименнбети Р л одновременно по
ступали контрольный Ai,i и принятый поверочный |
Г1'\,А символы. |
Одновременно на входы схемы разноименное™ |
должны посту |
пать контрольный At,? и принятый поверочный-ЯЧ,7 символы. |
|
Выходные импульсы схем разноименное™ Pi и |
подаются на-, |
схему совпадения. |
|
Если, например, символ, находящийся в 4-й ячейке информа ционного регистра, искажен, то на выходах схемы разноименное™ Р-2 и Р3 сформируются единичные импульсы. При условии неиска женного приема поверочных символов П 1,4 и П \j единичные им пульсы будут и- на выходе схем Р,\ и Р5. Под воздействием им пульса с выхода схемы «И» происходит смена значения информа ционного символа при переходе’его из 4-й ячейки в 5-ю, т. е. про изводится исправление ошибки. Исправленные информационные символы с 5-й ячейки регистра поступают к потребителю-
5.5.5. Помехоустойчивость цепного кода
Так как ценной код, исправляющий групповые ошибки, состоит из / цепей простейшего кода, где I— шаг проверки па четность, правильное декодирование кодовой комбинации будет только в том случае, если будет правильное декоди рование в каждой цепи. Если вероятность правильного декодирования /'(AV.V/)ueinr Для каждой цепи одинакова, то вероятность правильного деко дирования кодовой комбинации будет равна p(-Xijyi)—)/'(А(7У;)цсгш];.
Определим вероятность правильного декодирования цепи. Ра*сматривать будем вариант цепного кода о^шагом /, исправляющего групповые ошибки в 2/
символов. Количество символов в каждой цепи я'=_р- , где п —количество сим
волов комбинации.
Для правильного декодирования простейшего цепного кода необходимо, чтобы между искаженными символами было не менее четырех правильно при нятых, т. е. на каждые пять символов должно приходиться не более одного искаженного.
Вероятность же того, что в группе из 5 символов имеется не более одной ошибки, равна р(1) = (1—р)5-|-5р(1—р)4, где (1—р)5 — вероятность того, что в кодовой комбинации нет ошибочного символа, 5р(1—р)4 — вероятность одиноч-
226
TV
ной ошибки. Таких групп в цепи содержится — • поэтому вероятность того,
5 ’
что в каждой группе не более одной ошибки
гг'
/>(1 )=[(!—Р) '■I |
' |
Вероятность правильного декодирования меньше этой величины, так как ошибочные символы могут расположиться так, что между ними будет меньше четырех правильно принятых, т. е.
• Р(хгЬ'г)ш,т < р { \ ) . 1
Так как , то оценка вероятности правильного.декодирования комбинации
цепного кода характеризуется неравенством
п |
|
р(хг1Уг)< Ш —/>)гЧ-5/>(1—р У ] 0 ■ |
(5.5) |
§ 5.6. Системы связи с обнаружением ошибки и автоматическим повторением сигнала
Система связи с обнаружением ошибки и автоматическим по-, вторением сигнала, которую часто называют системой с перезапроеом, предполагает наличие между корреспондентами двух капа-' лов связи. При передаче по прямому каналу применяется кодиро вание с обнаружением ошибок.
Принцип работы заключается в следующем: па передающей стороне в кодовую комбинацию вводится некоторая избыточность, которая на приемном конце позволяет определить, правильно при нята кодовая комбинация пли произошло искажение. В случае приема комбинации с обнаруженной ошибкой по обратному кана лу передается специальный сигнал запроса, в соответствии с кото рым по прямому каналу повторяется передача неправильно приня той кодовой комбинации. Вели сообщение принято правильно пли же произошла ошибка, наличие которой применяемый вид кода не выявляет, то на передающий пункт передается сигнал под тверждения. После этого передается следующая кодовая комби нация.
Таким образом, в системах с перезапросом исправление оши бок осуществляется за счет повторной передачи^искаженной кодо вой комбинации. В зависимости от состояния капала количество запросов будет различным. Следовательно, избыточность в этих системах — величина переменная, в то время как у корректирующих кодов исправление ошибок осуществляете^ за счет постоянной из быточности. Это является положительным качеством систем с пе резапросом, так как при работе по каналам, в которых вероят ность искажения символа мала, код будет иметь незначительную избыточность, близкую к избыточности применяемого обиаружи-
227
пающего кода и, следовательно, пропускная способность капала существенно не снизится.
Достоинством систем с перезапросом является то, что при лю бых условиях применением их можно добиться сколь угодно ма лой вероятности ошибки ;41 В системах с исправлением ошибок этого добиться нельзя.
Система с перезапросом обладает и существенным недостат ком, который заключается в том, что за счет запросов и повторе ний ошибочно принятых комбинаций увеличивается время, необ ходимое на передачу одного сообщения. Это может вызвать зна чительное запаздывание информации, которое в некоторых слу чаях крайне нежелательно.
Основными параметрами, характеризующими системы с пере запросом, являются вероятность ошибочного приема и среднее ко личество символов,, приходящихся на одну кодовую комбинацию.
Если не учитывать искажение в обратном канале связи, то ошибочный прием в системе с перезапросом может быть в тех слу чаях, если ошибка не обнаружена при первой передаче кодовой комбинации; если ошибка обнаружена при первой передаче, при повторении же кодовая комбинация опять подверглась искажению и эта ошибка не обнаружена и т. д-
Таким образом, вероятность ошибочной регистрации кодовой комбинации при применении системы с перезапросом ошибки без учета возможности искажения в обратном канале связи будет равна
/У |
= /-> + р Р + р 2 Р Л . |
= Р ( \ Л - Р -I- P2 |
_L.D3 |
) |
где |
Р0„—вероятность появления |
обнаруженной |
ошибки; |
|
Рнй—вероятность появления необнаруженной ошибки. Выра
жение в скобках является убывающей геометрической |
прогрес |
сией со знаменателем Р00. |
|
Следовательно, |
|
Р'. |
(5.6) |
Кроме того, ошибочная регистрация кодовой комбинации может быть и зд счет искажения сигнала запроса (она в этом случае не будет принята совсем). Это произойдет в тех случаях, если ошиб ка будет обнаружена при первой передаче и искажен сигнал за проса, если ошибка будет обнаружена при первой передаче, но при повторении кодовая комбинация была опять искажена, это искажение обнаружено, но сигнал запроса искажен и т. д. Тогда вероятность ошибочной регистрации кодовой комбинации за счет искажения сигнала запроса
Кш = \?оо+Р\п1\-Р™ > )+ Р03о{\-Р»с*зУ+ . .]Р И |
|
|
-^иск зРП0 |
Р ИСК 3 ) |
\ |
1 Р Оо(1 |
|
228
При Р и с к Л«1
7 у |
^ И С К 3 ^ 0 0 |
° ш - |
1 - Р 00 • |
а вероятность ошибочной |
регистрации |
кодовой |
комбинации в |
|||
системе с перезапросом |
|
|
|
|
|
|
Р — Р' |
А-Р" = |
1 |
р |
_j_ Ро° |
р |
Сс; 7 \ |
Г о ш — г |
ш - Г Г |
т 1 _ р |
Г-искз- |
' / |
||
|
|
А |
* 0 0 |
1 ' |
оо |
|
Среднее количество символов, приходящееся па одну правиль но переданную кодовую комбинацию, зависит от вероятности появ ления обнаруженных ошибок Р 0о. Можно показать [91, что с уче том наличия перезапросов па один правильно переданный символ
1 + Р о о ( к — 1)
в среднем затрачивается — г - ^ — — символов, где к — количе-
ство кодовых комбинаций, теряемых при перезапросе. Среднее время, затрачиваемое' на передачу одного знака, будет равно
ТСР= Т С( 1+ |
1 |
- w m J |
(5.8) |
у |
|
||
где Т с — длительность посылки |
(символа). |
|
Следует указать, что в системах с перезапросом во время от сутствия ошибок обратный канал также используется для переда чи информации. При этом условии за счет того, что задержка ин формации при перезапросах будет в обоих каналах, среднее время на передачу одного знака
т« = т{ | + 2 й £ ) .
Системы с перезапросом могут быть построены так, что некото рая часть ошибок будет исправляться без запроса за счет исполь зования постоянной избыточности.
§ 5.7. Понятие о системах передачи с информационной обратной связью
Система с информационной обратной связью работает следую щим образом.
По прямому каналу передается информация получателю. По обратному каналу получатель передает принятый сигнал обратно. На передающем конце происходит сравнение передаваемого сиг нала с принятым по обратному каналу. В случае совпадения вы рабатывается сигнал разрешения передачи следующей кодовой комбинации.
В данном случае решение о правильности приема кодовой ком бинации принимается на передающей стороне, в то время как в системе с перезапросом это решение принимается на приемной.
Искажения при передаче сообщения могут происходить лишь в том случае, если одни и те же символы исказятся в прямом н об
229