Курсач / SDE_kursovaya_var_4 - копия
.doc
✶
Содержание
✶ Постановка задачи ✸
✷ ➬адание на разработку У➬❰ ✸
✸ ➮сходные данные для проектирования ✸
✹ ➶ыбор корректирующего кода ✹
✺ Расч➻т вероятностей и сравнение с допустимыми ✺
✻ ➶ыбор алгоритма работы Р❰С ✻
✼ ➶ременные диаграммы работы системы ✽
✽ Структурные схемы кодера и декодера ✾
✾ ➶ывод ✾
✶ Постановка задачи
Устройство защиты от ошибок на основе системы с обратной связью ✭❰С✮ характеризуют✲ ся многими параметрами✳ ➬адача его проектирования всегда является оптимизационной задачей✱ т✳е✳ при заданных ограничениях на ряд параметров требуется найти наилучший вариант по какому✲то критерию✳ ➶ качестве критерия оптимизации выбирается одна из характеристик У➬❰✿ верность✱ скорость✱ задержка передачи или сложность устройства✳
➶ курсовом проекте рассматривается вариант оптимизации У➬❰ по критерию сложности✳ Прич➻м принимается во внимание сложность алгоритма работы системы с ❰С✱ алгоритма кодирования и декодирования и объ➻м накопителей на передаче и при➻ме✳
✷ ➬адание на разработку У➬❰
Требуется построить У➬❰ на основе системы с Р❰С✱ обеспечивающее передачу информа✲ ции в СП➘С по заданному дискретному каналу ✭➘✃✮ с заданным качеством при мини✲ мальной сложности устройства✳
✃ачество определяется✿
• скоростью передачи
• вероятностью ошибки в сообщении источника не более Рош✳доп
• вероятностью выпадения сообщения не более Рвып✳доп
• вероятностью вставки сообщения не более Рвст✳доп
• вероятностью стирания сообщения не более Рст✳доп
• задержкой сообщения не более tз✳доп
✸ ➮сходные данные для проектирования
• L = 101 разрядов ✕ длина двоичных последовательностей
• M = 5 сообщ✳/с ✕ скорость поступления сообщений
• Рош✳доп = 9 · 10−5 ✕ допустимая вероятность ошибки сообщения
• Рвып✳доп = 1 · 10−3 ✕ допустимая вероятность выпадения сообщения
• Рвст.доп = 9 · 10−6 ✕ допустимая вероятность вставки сообщения
• Рст✳доп = 9 · 10−9 ✕ допустимая вероятность стирания сообщения
• tз✳доп = 2, 3 с ✕ допустимое время задержки сообщения
• ➶ = 1250 ➪од ✕ максимальная скорость работы по каналу
• Pe = 9, 5 · 10−3 ✕ вероятность ошибки в двоичном символе
• ❛ = 0, 6 ✕ коэффициент группирования ошибок
• tp = 95 · 10−3 с ✕ время распространения
• ❰братный канал является рабочим
✸
✹ ➶ыбор корректирующего кода
Скорость источников сообщений
Bист = L · M = 505 бод
➘опустимая величина избыточности✿
Wдоп =
B − Bист = 0, 596
B
❮еобходимая избыточность определяется по формуле✿
log2 (Pn (≥ 1) − log2 (Pош✳доп))
Wн(n) = n
где Pn (≥ 1) ✕ вероятность ошибки кратности ✶✿
Pn (≥ 1) = n1−α · pe
0.7
Рис✳ ✹✳✶✿ ➹рафик зависимости необходимой избыточности от n
Wн(n)
0.6
0.5
0.4
0.3
0.2
0.1
0
0 50 100 150 200
n
Тогда минимальное число n определяется графически либо решением уравнения✿
Wн (n) = Wдоп
Тогда✿
nmin = 13, 8211 ≈ 14
Таблица ✹✳✶✿ Фрагмент таблицы циклических (n, k)кодов
n |
k |
d |
g(x) |
✶✶✼ |
✶✵✺ |
✸ |
✶✵✸✼✼ |
✃од✱ удовлетворяющий заданию✱ полученный с помощью укорочения кода (117, 105) на ✹
разряда✿
(113, 101)
При этом кодовое расстояние✿
d = 3
❰бразующий полином для данного кода✿
10377 → 001 000 011 111 111
g(x) = x12 + x7 + x6 + x5 + x4 + x3 + x2 + x + 1
❮еобходимая избыточность✿
Wн(n) = Wн(113) = 0, 0836
✃одовая избыточность✿
Wк =
n − k = 0, 1062
n
Проверка условия величины избыточности✿
-
Wн
≤ Wк
≤ Wдоп
0, 0836
≤ 0, 1062
≤ 0, 5960
✺ Расч➻т вероятностей и сравнение с допустимыми
➶ероятность необнаруживаемой кодом ошибки определяется выражением✿
Pn (≥ t)
Pн✳ош =
2n−k
где Pn (≥ t) ✕ вероятность ошибки кратности t✿
−
n
i − 1
n
Pn (≥ t) = n1−α · pe · Y
i=2
i 1−α
n −
i − 1
n
Таким образом✿
Pош = 9, 615 · 10−6
Эта вероятность меньше допустимой✿
Pош < Pош✳доп
9, 615 · 10−6 < 9 · 10−5
➶ероятность обнаруживаемой ошибки✿
Θ = pn (≥ 1) = 0, 0629
➶ероятность првильного при➻ма✿
Q = 1 − Θ = 0, 9371
➶ системах с двусторонним обменом информации ✭с рабочим обратным каналом✮ переда✲ ваемые по каналам кодовые слова служат сигналами ➽подтверждение➾ приема сообщений другого направления✳
❐юбое кодовое слово✱ используемое для передачи информации✱ дешифруется приемником системы одновременно как сигнал ➽подтверждение➾✱ а последовательность✱ специально выбранная для передачи сигнала ➽запрос➾✱ и любая другая последовательность✱ не при✲ надлежащая множеству кодовых слов ✕ как сигнал ➽запрос➾✳ Тогда вероятность иска✲ жения сигнала ➽подтверждение➾ р0 равна вероятности обнаруживаемой кодом ошибки✱ а вероятность искажения сигнала ➽запрос➾ p1 равна вероятности необнаружения кодом ошибки✳
➶ероятность искажения сигнала ➽Подтверждение➾✿
p0 = Θ = 0, 0629
➶ероятность искажения сигнала ➽➬апрос➾✿
p1 = Pош = 9, 615 · 10−6
➶ероятности выпадения и вставки✿
pвып = Pвст = Θ · Pош = 6, 0521 · 10−7
✻ ➶ыбор алгоритма работы Р❰С
➶ системах с двухсторонним обменом информацией ✭с рабочим обратным каналом✱ дуп✲ лексная система✮ на практике всегда используется алгоритм с непрерывной передачей сообщений✳
➶ таких системах в случае обнаружения ошибки приемником одного из каналов ➘✃ ✭каж✲ дый из них является прямым ➘✃ и одновременно ✕ обратным для сообщений✱ передава✲ емых в противоположном направлении✮ блокировка осуществляется на (h + 1) кодовое слово✱ так как перед повторением h слов вставляется сигнал ✧запрос✧ ✳ Средняя относи✲ тельная скорость передачи в этом случае равна✿
k
Rдуп✳н✳п✳ =
n · (1 − (h + 1) ∗ Θ)
➘ля расч➻та средней относительной скорости передачи используюся следующие формулы✿
Размер блока сообщений✿
где✿
h = 1 +
tож
n · τ0
τ0 =
1
·
B
tож = 2 · tр + n · τ0 = 0.2804 с
✻
Тогда
h = 1 +
tож
n · τ0
= 5 сообщ✳
❮аконец✱ средняя относительная скорость передачи✿
Rдуп✳н✳п✳ = 0, 5562
➚ средняя избыточность✿
Wдуп✳н✳п = 1 − R = 0, 4438
Средняя избыточность меньше допустимой✿
Wдуп✳н✳п < Wдоп
0, 4438 < 0.596
➘опустимое число повторных передач одного и того же сообщения рассчитывается исходя из требований на вероятность стираний✿
log (Pст✳доп)
j =
log (Θ · q? )
log (Pст✳доп)
= = 7 log (Θ · (1 − p1 ))
➶ таком случае✱ вероятность стирания будет меньше допустимой✿
j
Pст < Pст✳доп
3, 9143 · 10−9 < 9 · 10−9
= 3, 9143 · 10−9
❒аксимальное время задержки сообщения✿
tз✳♠❛① = n · τ0 + tр + (j − 1) · (n · τ0 + tож) = 2.4102 с
➶ремя задержке больше допустимой✿
tз✳♠❛① > tз✳доп
2, 4102 > 2, 3
Сследовательно система не удовлетворяет требованиям✳
Рис✳ ✼✳✶✿ ➘иаграмма работы дуплексной системы в нормальном режиме
Пер. A А
Б В Г Д
КЗ А
Б В Г Д Е
t
Пр. A b c
d e КЗ f g
t
Пр. B
𝚯
КЗ А
Б В Г t
Пер. B
d e
КЗ a b c
d e f g h t
Рис✳ ✼✳✷✿ ➘иаграмма работы дуплексной системы в случае искажения сигнала ➽запрос➾
Пер. A А
Б В Г Д
Е Ж З И К Л М
t
Пр. A b c
d e КЗ
a b c
d e f g
t
Пр. B
𝚯
КЗ Ж З И К t
Пер. B
d e
КЗ a b c
d e f g h t
Рис✳ ✽✳✶✿ Структурная схема кодера
Вх
1 Вых
1 2 3 4 5
6 7 8
9 10 11 12
Рис✳ ✽✳✷✿ Структурная схема декодера
Вх
1 2 3 4
. . . . . . . .
113 Устройство стирания
1 2 3 4 5
6 7 8
9 10 11 12
Дешифратор ошибки
✾ ➶ывод
Система не удовлетворяет поставленным требованиеям✳ Реализовать систему✱ отвечаю✲
щую требованиям✱ не представляется возможным✳
➶ычисление величины задержки показывает✱ что максимальная задержка получается рав✲
ной 2, 4102 секунды✱ что больше допустимой ✭2, 4102 > 2, 300✮✳
➶ыбор же другого кода ✭а для данного варианта это лишь ещ➻ ✹ кода✮ так же не приносит положительного результата ✕ ни один из кодов не позволяет уменьшить время задержки ниже допустимого уровня✳
✃од✱ выбранный в решении ✕ (113, 101) ✕ наиболее близок к требованиям и позволяет достичь минимального превышения времени задержки относительно требований✳ ✸ кода являются более длинными ✭n✲часть ещ➻ больше ✶✶✸✮ и✱ соответсвенно✱ их использование да➻т ещ➻ большую задержку✳
➮✱ наконец✱ последний код ✕ (108, 101)✱ наиболее короткий ✕ не позволяет реализовать как требования на время задержки ✭хотя эта задержка получется несколько меньше✱ чем при использовании кода (113, 101)✮✱ так и требования на вероятности необнаруженной ошибки✳
➮сходя из вышесказаннного✱ код ✭✶✶✸✱ ✶✵✶✮ представляется оптимальным в данной ситуа✲
ции✳