книги / Многочастотные устройства передачи дискретной информации
..pdfТак как /тМ1Ш близко к нулю, a |
tmMaKC^ 2 M |
для нор |
||
мального закона, выражение (8) упрощается: |
|
|||
Рзн [И) — |
плР { Ы ) Р у > 0 & ( п ) } |
т |
х |
|
С |
||||
|
V ^ n a{tm) |
|
||
X |
М2 |
|
(9) |
|
2a*(tm) |
|
|||
|
|
|
||
где D — In макс — диапазон наблюдаемых длительностей tm.
1 гп мин
В выражение (9) входят параметры сигнала лв, / (N) и параметры процесса прерываний P(At), С, a (/m), М, D.
Величина Р [/ > 0,5/ (п)] характеризует степень влияния процесса прерываний на вероятность подавления элементарной посылки.
Из выражения (9) следует, что увеличение достоверности пе|)едачи информации или уменьшение вероятности искаже ния знака может быть достигнуто выбором соответствующей структуры кода. Повышение достоверности может быть до стигнуто удлинением элементарной посылки, так как это
уменьшает величину P[t > 0,5/ (л)] и одновременно увели чивает длительность / (N), что снижает достоверность. Сум марный эффект можно оценить сопоставлением скоростей
изменения |
P[t > 0,5/ (л)) |
и выражения, стоящего в фигур |
ной скобке |
в формуле (9), |
по /(л). Частное решение этой |
задачи не представляет практического интереса, поскольку необходимо учитывать параметры процесса прерываний, кото рые, как показывают исследования [7], различны для разных каналов. Приведем методику решения задачи в общем виде. Выражение, стоящее в фигурных скобках, при постоянных параметрах процесса прерываний можно выразить как функ цию от /(л). Скорость изменения этой функции постоянна:
a U L W
\ V 2ito (tm)
v[t(N)) =
"a
V 2lta (*m)
M r \
2°a (*M)j dt(n)
2M* \
Располагая функцией распределение длительностей пре рываний Ф (/), определяем зависимость P [ i > 0,5/ (л)] от t (л):
P [ t > 0,5/ (л)] = 1— Ф [0,5/ (л)].
где пг и |
п2— соответственно |
количество |
первых и после |
|||
дующих |
комбинаций |
по тч частот; Апп* ~ 1 и An*t ~ 1— коли |
||||
чество размещений из пх и п2 |
комбинаций по пъ— 1 вре |
|||||
менных |
позиций соответственно, причем |
|
|
|||
|
|
пх + |
п2 - |
С |
|
(14) |
Наибольшее количество комбинаций получается при С'*4 |
||||||
четном, |
если |
|
|
|
|
|
|
|
пг = |
п2 |
|
|
|
Тогда |
|
|
|
|
|
|
|
^ |
= |
*' АСт" |
|
|
|
|
|
|
4 |
"ч |
|
|
|
|
|
|
2 |
|
|
При С™4 нечетном |
|
|
|
|
|
|
|
л, |
|
|
п2 |
+ |
1 |
|
|
|
2 |
|
||
|
|
|
|
|
|
|
Схему дешифратора можно упростить и повысить помехо устойчивость кода, если применять только сочетания п2 комбинаций на второй и последующих временных позициях. При этом максимальное количество кодовых комбинаций несколько сократится:
М— пгСп*~ 1.
1л*
Сучетом выражения (14)-
M = |
(16) |
Дальнейшее упрощение дешифратора и повышение; помехоустойчивости можно получить, если закрепить за каж дой временной позицией определенное количество комбина ций п1У п2, . . . » л„в. Тогда количество кодовых комбинаций
М = n fa |
пПв, |
где ft\ "f" ^2 + • • * | '
Максимальное количество ходовых комбинаций полу
чается |
при |
|
|
|
|
г тч |
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
'"пч |
Тогда |
|
п1 — П2— |
|
“ |
П,1В— '*в ' |
|
|
|
|
/~>тч \ |
лв |
||
|
|
|
|
|||
|
|
|
М = |
± L ) |
|
|
|
|
|
|
пи ) |
|
|
Рассмотрим некоторые варианты построения неприводи |
||||||
мого сменнопосылочного кода. |
|
кодовой комбинации пв = 2 |
||||
1. |
При |
двух |
посылках |
в |
||
и тч = |
2. Если |
пч |
4, то |
из |
выражения (11) |
|
что недостаточно для передачи цифр.
Эти кодовые комбинации запишем следующим образом:
12.23 |
13,23 |
14,23 |
12.24 |
13,24 |
14,24 |
12,34 |
13,34 |
14,34, |
где цифрами обозначаются номера частотных позиций (рабо чих частот), а запятыми отделяются первые посылки от вторых.
Методика составления этих кодовых комбинаций заклю чается в том, что из возможных шести комбинаций из четы рех по два первые три комбинации образуют только первые посылки, а остальные три — вторые посылки. При яч — 5
что достаточно для передачи |
только цифр и недостаточно |
для передачи цифр и букв. |
|
При пч = 6 из выражения |
(12) |
М = |
= 56. |
Для передачи цифр и букв при использовании регистров необходимо иметь 32 кодовые комбинации, т. е. получается некоторая избыточность. Однако она может быть использо вана для повышения достоверности при передаче цифр^
Комбинируя / группу с IV и |
II группу с III, |
получаем |
|||
также 18 кодовых комбинаций, отличающихся |
не менее |
||||
чем двумя |
частотами: |
|
|
|
|
12,15 |
34,15 |
56,15 |
13,14 |
25,14 |
46,14 |
12,24 |
34,24 |
56,24 |
13,26 |
25,26 |
46,26 |
12,36 |
34,36 |
56,36 |
13,35 |
25,35 |
46,35. |
Между собой первые и вторые 18 кодовых комбинаций отли чаются не менее чем одной частотой (dK= 2). Следова тельно, любые из 18 кодовых комбинаций можно использо
вать для передачи цифр, пробела, регистров и |
части |
букв |
с повышенной достоверностью, а для передачи |
букв |
могут |
быть использованы все 32 комбинации из 36. При передаче регистра «переключение на цифры» все остальные комбина ции должны блокироваться. Для быстродействующих систем передачи данных выделяют телефонные каналы связи. Если
использовать сменнопосылочный неприводимый код, |
то |
можно достигнуть скорости передачи 80— 100 зн/сек. |
По |
высить достоверность передачи можно введением избыточ-; ности и применением каналов обратной связи.
В некоторых случаях при значительной нелинейности в канале связи и использовании для разделения рабочих частот простых фильтров применяется обобщенная диффе ренциальная схема приемника рабочих частот, рассмотрен
ная во второй главе. |
|
|
Построим кодовые комбинации для этого случая. |
Пред |
|
положим исключаются комбинации |
13, 15, 35, 26, |
24, 46 |
и добавляются комбинации 27, 47 |
и 67. Пользуясь |
приве |
денной методикой, образуем следующие четыре группы комбинаций:
I |
II |
III |
IV |
12 |
14 |
16 |
27 |
34 |
25. |
‘23 |
56 |
67 |
36 |
47 |
45. |
Комбинируя |
/ и / / |
группы |
(первые посылки) соответ |
|
ственно с III и IV, получаем следующие 15 кодовых ком |
||||
бинаций: |
|
|
|
|
12,16 |
34,16 |
67,16 |
14,27 |
25,56 |
12,23 |
34,23 |
67,23 |
14,56 |
36,27 |
12,47. |
34,47 |
67,47 |
25,27 |
36,56. |
бинаций М — 7 б = 42, из которых 15 отличаются не менее чем двумя частотами:
12,13 |
35,13 |
46,13 |
68,67 |
12,24 |
35,24 |
46,24 |
68,45 |
12,56 |
35,56 |
46,56 |
68,23. |
12,78 |
35,78 |
46,78 |
|
2. При |
трех |
посылках |
в кодовой |
комбинации пв = 3 |
и тч = 2. |
Если |
пч = 4, то |
из формулы |
(15) |
|
М = |
C\A%ci = |
= 6 • 3 |
• 2 = 36. |
|
|
Т |
|
|
Из этих кодовых комбинаций 12 отличаются не менее чем двумя частотами и используются при передаче цифр
12,23,24 |
13,23,34 |
-14,24,34 |
12,13,23 |
12,14,24 |
13,'14,34 |
12,24,23 |
13,34,23 |
14,34,24 |
13,12,23 |
14,12,24 |
14,13,34. |
Если в качестве первых комбинаций выбрать только две (пх ~ 2), то общее количество кодовых комбинаций сокра тится. Из выражения (13)
Л1 = 2Л5 + 4 Л ; = 2 . 12 + 4 - 2 = 32.
Если выбрать первые комбинации-, отличающиеся всеми частотами, например 12 и 34, то количество кодовых ком бинаций, отличающихся не менее чем двумя частотами, увеличивается до 16:
12,13,23 |
12,23,24 |
34,13,23 |
34,23,24 |
12,23,13 |
12,24,23 |
34,23,13 |
34,24,23 |
12,13,14 |
12,24,14 |
34,13,14 |
34,24,14 |
12,14,13 |
12,14,24 |
34,14,13 |
34,14,24. |
Приведем остальные 16 |
комбинаций, |
отличающи: |
|
менее, чем одной |
частотой: |
|
|
12,13,24 |
12,34,13 |
34,13,24 |
34,12,13 |
12,14,23 |
12,34,14 |
34,14,23 |
34,12,14 |
12,23,14 |
12,34,23 |
34,23,14 |
34,12,23 |
12,24,13 |
12,34,24 |
34,24,13 |
34,12,24. |
При передаче |
только цифр и некоторого количества |
||
букв для упрощения шифратора и дешифратора используется
