8.ПРИМЕНЕНИЕ МЕТОДОВ НАКОПЛЕНИЯ И СИСТЕМ
СОБРАТНОЙ СВЯЗЬЮ ДЛЯ ПОВЫШЕНИЯ ПОМЕХОУСТОЙЧИВОСТИ ПЕРЕДАЧИ ЦИФРОВОЙ
ИНФОРМАЦИИ
8.1. Краткая характеристика методов повышения помехоустойчивости
Для систем передачи информации наиболее актуальной является проблема повышения помехоустойчивости. Она заключается в обеспече нии высокой достоверности принятых сообщений на фоне действия раз личных помех в каналах связи. Исходя из конфигурации системы связи, выделяются два основных подхода к повышению помехоустойчивости [8].
Первый подход основан на применении помехоустойчивого кодиро вания, реализующего алгоритмы исправления ошибок, а также методов многократного повторения сообщений с последующим накоплением и ма жоритарным принятием решения в однонаправленных каналах связи. Они характеризуются явно выраженными источниками и получателями сооб щений, а также фиксированным направлением передачи - от источника к получателю.
Второй подход основан на применении обратной связи (ОС) для управления потоком информации. При этом в каналах связи используются помехоустойчивые коды, обнаруживающие ошибки. Такой подход приме няется в двунаправленных каналах связи.
На рис. 8.1 приведена классификация систем передачи данных по критерию применения в них методов повышения достоверности передачи цифровой информации.
Рис. 8.1. Классификация систем передачи данных
Всистемах с применением для передачи по каналам связи неизбы точных (первичных) кодов трансформация сообщения (прием неправиль ного сообщения) происходит в результате возникновения ошибки любой кратности. Этот способ дает наихудшие показатели достоверности, но, очевидно, максимальную скорость передачи информации.
Всистемах с применением для передачи по каналам связи кодов, ис
правляющих ошибки, трансформация сообщения происходит |
только |
в случае, когда кратность ошибки превышает корректирующую |
способ |
ность. Способность кодов исправлять ошибки позволяет значительно уве личить достоверность, характеризуемую вероятностью правильной пере дачи сообщения, однако снижает скорость передачи за счет использования большого количества дополнительных (избыточных) символов.
Многократное повторение является наиболее простым с точки зре ния реализации способом повышения достоверности передачи информа ции. При использовании данного способа за истинное сообщение прини мается то, которое имеет наибольшее число совпадений при повторении, например, более половины. Трансформация сообщения возникает в том случае, когда в большинстве повторений происходят одинаковые ошибки (в одних и тех же разрядах), что маловероятно. При этом указанный способ имеет значительную фиксированную избыточность и, как следствие, огра ниченное применение. Более подробно системы с многократным повторе нием сообщений будут рассмотрены в подразд. 8.2.
Для описанных выше методов повышения достоверности характерно значительное снижение пропускной способности за счет введения фикси рованной, заранее рассчитанной, избыточности. Указанного недостатка в известной мере лишены системы с обратной связью. Пропускная способ ность таких систем напрямую зависит от состояния канала связи (стати стики возникновения ошибок). При увеличении количества ошибок в ка нале увеличивается количество повторно переданных сообщений, что при водит к уменьшению скорости передачи и пропускной способности, а сле довательно, к увеличению избыточности. При уменьшении количества ошибок в канале связи большинство сообщений передается однократно (без ошибок), поэтому скорость передачи и пропускная способность сис темы растут, а избыточность уменьшается.
Современные системы передачи данных, в большинстве своем, име ют двунаправленные каналы связи между сетевыми элементами (на физи ческом и/или на логическом уровне взаимодействия). Поэтому применение обратной связи является достаточно эффективным и широко используе мым способом повышения достоверности передачи информации.
Для систем с обратной связью вводятся понятия прямого и обратно го каналов. Прямым каналом передачи считается канал, по которому пере даются сообщения от источника информации к получателю. Обратным ка налом принято считать канал, по которому передается служебная инфор
мация (подтверждение, запрос и т. д.) от получателя к источнику на фоне встречного рабочего потока информации либо самостоятельно при отсут ствии такового.
Можно выделить 2 основных вида систем с обратной связью:
-системы с решающей обратной связью (РОС);
-системы с информационной обратной связью (ИОС).
Основным отличием указанных систем является место принятия ре шения о правильности передачи и формирования сигнала подтверждения или запроса. Для систем с РОС решение принимает аппаратура приемного полукомплекта прямого канала на основании анализа принятого сообще ния. Для систем с ИОС решение принимается аппаратурой передающего полукомплекта прямого канала на основании сравнения посланных в пря мой канал и принятых из обратного канала данных. В системах с комбини рованной обратной связью (КОС) могут применяться как РОС, так и ИОС, в зависимости от условий обмена. Необходимо заметить, что системы с КОС не нашли широкого применения и поэтому рассматриваться не будут. Более подробно системы с РОС и ИОС будут рассмотрены в подразд. 8.3.
8.2. Применение многократного повторения с накоплением для повышения помехоустойчивости передачи информации
Многократное повторение является одним из способов повышения помехоустойчивости систем без обратной связи. Различают два способа повторения:
1)повторение кодовых комбинаций (рис. 8.2,а);
2)повторение разрядов кодовых комбинаций (рис. 8.2,6).
Впервом случае повторяются кодовые комбинации, а во втором - разряды кодовой комбинации.
б
Рис. 8.2. Многократное повторение:
а- кодовых комбинаций, б- разрядов кодовых комбинаций
Очевидно, что в том и другом случае длина получившейся кодовой комбинации будет одинакова. Если обозначить через п длину кодовой
комбинации, а через а - количество повторений, то длина кодовой комби нации с д-кратным повторением
па= ачг. |
(8 . 1) |
Оценим избыточность системы с многократным повторением:
R\ — |
|
пч - |
|
т = ----------- |
|||
|
2 |
|
|
|
2 |
2 |
т |
|
|
|
2"" |
|
2 «-а |
( 8.2) |
|
о |
и |
|
п а - т |
||||
|
-m |
т |
|||||
Ru = |
|
° |
|
|
п а |
п а |
|
|
|
|
па |
|
|||
где т - длина первичного (неизбыточного) кода; п - длина избыточного кода; R - скорость передачи информации. Очевидно, что из-за д-кратного повторения скорость передачи уменьшается в а раз.
В реальных системах с многократным повторением обычно исполь зуется неизбыточный код, т. е. т = п. Тогда избыточность определяется следующим образом:
2 па — |
2т 2 п,п — 2т 2т( 2т * а ~ ^ |
- 1) |
2т л а ~ 1} - 1 |
|
|||
2п о |
2м а |
|
2 т • 2а |
|
2а |
(8.3) |
|
Л„ = т - а - т т ( а - 1) а -1 = 1 - -1 = 1- R . |
|||||||
|
|||||||
т а |
т а |
а |
а |
|
|
|
|
Таким образом, |
можно сделать |
|
вывод, |
что |
избыточность при |
||
д-кратном повторении неизбыточного кода определяется количеством по вторений и разрядностью кода.
Формирователь кодовых комбинаций в системах с многократным накоплением представляет собой буферный регистр, из которого в канал связи передаются либо целиком кодовые комбинации, либо последова тельно элементы кодовых комбинаций. Из-за простоты реализации мы их рассматривать не будем.
На рис. 8.3 приведена обобщенная структурная схема приемника системы с д-кратным повторением кодовых комбинаций в соответствии с форматом рис. 8.2,а.
Раскроем приведенные на рис. 8.3. условные обозначения:
•УСх - устройство синхронизации;
•Н-П - накопитель с порогом;
•& - ключ, построенный на логическом конъюнкторе.
Распределительное устройство
Разрешение
записи
(NT~ п а + 1)
Рис. 8.3. Обобщенная структурная схема приемника системы с л-кратным повторением кодовых комбинаций
Устройство синхронизации определяет начало передачи, а также длительность элементарного сигнала. Распределительное устройство по зволяет элементарные сигналы (символы), разнесенные во времени, раз нести также и в пространстве. Это необходимо для накопления данных и принятия решения. Пороговое устройство в накопителе отвечает за при нятие решения на уровне элементарного сигнала. Например, если при 3-кратном повторении 2 раза была принят символ «1», а 1 раз - символ «0», то принимается решение в пользу символа «1». В течение каждого цикла из п тактов в каждом Н-П сохраняется соответствующий символ. После того, как приняты все символы (после п а тактов), Н-П принимает решение в пользу одного из элементарных сигналов. Поэтому на такте с номером Nr = п а + 1 разрешается запись в буферный регистр параллель ного типа.
На рис. 8.4 приведена обобщенная структурная схема приемника системы с а-кратным повторением символов кодовых комбинаций в соот ветствии с форматом рис. 8.2, б.
В рассматриваемой системе повторяются символы кодовой комби нации. Поэтому запись символов в накопитель (Н) в составе Н-П произво дится с частотой равной частоте генератора тактовых импульсов /п-и. Поскольку решение относительно каждого элементарного сигнала прини мается после каждых а тактов, то чтение из порогового устройства (П) в составе Н-П производится с частотой / ч, меньшей частоты генератора
тактовых импульсов в а раз. Это позволяет пороговому элементу проана лизировать а копий каждого символа и принять решение об его итоговом значении. Таким образом, номера тактов, на которых происходит запись в буферный регистр последовательного типа, определяются как Nr = га + 1, где / = 1,2,...,я.
Очевидно, что сложность приемных устройств систем с многократ ным повторением символов кодовых комбинаций меньше, поскольку нет необходимости в разнесении символов в пространстве, к тому же накопи тель с порогом Н-П всего один (вместо я, как в схеме, представленной на рис. 8.3). Поэтому с точки зрения сложности аппаратной реализации при емного устройства использование д-кратного повторения символов кодо вой комбинации предпочтительнее.
Рис. 8.4. Обобщенная структурная схема приемника системы с л-кратным повторением символов кодовых комбинаций
Оценим корректирующую способность и вероятностные характери стики систем с многократным повторением сигналов с форматами, приве денными на рис. 8.2, в каналах с независимыми и пакетирующимися ошибками (каналах без памяти и с памятью). Сначала введем логическое выражение, которое описывает пороговую функцию реализуемого накопи теля с порогом:
_y = sig n (5 > /-a„),
1= 1
|
1,если Y,xi |
(*-4) |
У = \ |
Ы 1 |
|
О,если Л ъ < а п.
/= 1
Рассматриваются все логические выражения для двоичных символов и кодовых комбинаций.
Будем использовать метод мажоритарного принятия решения. Опре делим пороговое значение для нечетного количества повторений д„:
f l H + 1 |
(8.5) |
|
2
Например, для а = 5 пороговым значением будет 3. Это означает, что о передаче символа «1» будет принято решение в случае, если среди 5 та ких символов принято как минимум 3.
Определим пороговое значение в системе с четным количеством по вторений ач\
ап |
ач +2 |
|
|
|
2 |
’ |
( 8.6) |
||
|
||||
|
|
|||
апс £ч |
|
|
||
|
2 ’ |
|
|
|
где ап- порог уверенного принятия решения; |
|
порог стирания. Напри |
||
мер, для а = 4 порог уверенного принятия решения равен 3, а порог стира ния равен 2. Это означает, что о передаче символа «1» будет принято ре шение в случае, если среди 4 таких символов принято как минимум 3. Символ будет стерт, если среди 4 элементов принято одинаковое количе ство «О» и «1». Очевидно, что системы с четным количеством повторений требуют применения избыточных кодов, исправляющих ошибки перехода и стирания, либо использование обратной связи. Поэтому они применяют ся достаточно редко.
Проанализируем корректирующую способность сигналов с форма тами вида (рис. 8.2, а) в каналах с независимыми ошибками (каналах без памяти). Установим связь между числом повторений а и количеством ис правляемых ошибок перехода s при мажоритарном принятии решения о значении принимаемого элементарного сигнала:
а = 2^+1. |
(8.7) |
Тогда при «благоприятном» распределении ошибок (по s ошибок на каждую повторяемую кодовую комбинацию) максимальная кратность не которых конфигураций исправляемых ошибок достигает величины
^тах —Я5, |
(8.8) |
где п - длина кодовой комбинации.
Рассмотрим передачу в каналах с пакетирующимися ошибками (ка налах с памятью). Пусть Ь - длина исправляемого пакета ошибок. Тогда кратность декоррелированных ошибок перехода, поражающих одинаковые элементы повторяемых кодовых комбинаций, определяется как
Следовательно, количество повторений |
|
а = 2[ЛЛф+1, |
(8.10) |
где [ ] - операция округления до большего целого.
Например, при длине пакета ошибок b = п количество повторений а = 3 (рис. 8.5,<з), при длине пакета ошибок Ъ - 2 п количество повторений а - 5 (рис. 8.5,6) и т. д.
Ъ= п
«)
I 1........... |
п | 1............ |
п I 1 |
............п | 1............ |
п I 1............ |
п I w |
'---------------- |
1------------------------------------------------------------------- |
|
|
|
* |
|
|
|
b - 2п |
|
|
|
|
|
6) |
|
|
Рис. 8.5. Воздействие пакетаошибок насистемус повторениями |
|||||
Можно сделать вывод от том, что формат сигналов, приведенный на |
|||||
рис. 8.2, я, |
целесообразно применять как в каналах с памятью, так и в ка |
||||
налах без памяти.
Проанализируем корректирующую способность сигналов с форма тами вида рис. 8.2, б в каналах с независимыми ошибками (каналах без па мяти). Очевидно, что для исправления s ошибок перехода необходимо по вторить каждый элемент а = 25 + 1 раз при мажоритарном принятии реше ния. Следовательно, избыточность аналогична формату рис. 8.2, а.
Рассмотрим передачу в каналах с пакетирующимися ошибками (ка налах с памятью). Пусть b - длина исправляемого пакета ошибок, тогда
необходимо выполнение следующего условия: |
|
b < all, |
(8.11) |
откуда |
|
а = 26+1, |
(8.12) |
что явно больше числа повторений я, определяемых из (8.10). Действи тельно, для b = п число о = 2п + 1 (по сравнению с а - 3). Таким образом, из сравнения (8.10) и(8.12) видно, что формат рис.8.2, б нецелесообразно использовать в каналах с пакетирующимся ошибками (каналах с памятью).
Оценим вероятность ошибки в символе на выходе накопителя с по рогом в системе с л-кратным повторением. Чтобы произошла указанная ошибка, количество неправильно принятых символов должно быть больше порога л„. Поэтому можно записать следующее выражение:
(8.13)
где р(а) - вероятность ошибки в символе на выходе накопителя с порогом при л-кратном повторении; р - вероятность ошибки в символе при переда че по каналу связи. Соответственно, для определения вероятности транс формации сообщения нужно в известную формулу (3.10) вместо вероятно сти ошибки р подставить вероятность р{а).
Для малых значений вероятности ошибки р , что характерно для всех систем связи, можно упростить формулу, оставив в сумме только первое слагаемое
(8.14)
Например, для р = 10"3 и а = 3 (лп = 2) вероятность р(а) = 3 1 0"6 Можно делать вывод, что вероятность ошибки в символе уменьшилась почти на три порядка. Оценим вероятность трансформации для неизбы точного кода без повторения (8.15) и с 3-кратным повторением (8.16) ин формационного сообщения длиной т = 4:
/’тр= 1 - ( 1 - /> Г = 4 Ю |
- 3, |
(8.15) |
Ртр(<г) = 1 - (1 - p(a))m = 1.2 • 10-5 |
(8.16) |
|
Расчеты показывают, что вероятность трансформации уменьшилась на два порядка. Такой же эффект (уменьшение вероятности трансформа ции) можно было бы получить, используя систему без повторения, но с ко дом, обнаруживающим однократную ошибку (r= 1, код (5,4,2), ртр = 0,9Т0“5) или исправляющим однократную ошибку (5 = 1 , код (7,4,3), Ртр = 21(Г5).
Оценим вероятность ошибки на выходе декодера (л, т, d) избыточ ного кода системы с л-кратным повторением:
(8.17)
Оценим избыточность кодов, приведенных в примере:
а - |
1 |
3 -1 |
2 |
0,67, |
*„(«) = а |
|
3 |
3* |
|
Ru(r = 1) = |
/7 - /У! _ 5 - 4 |
4 = 0,25, |
||
|
л |
” |
5 |
|
Rn(S =\) = |
л —/л |
7 - 4 |
= |* 0 ,4 3 . |
|
|
w |
|
|
|
При примерно таком же уровне избыточности сложность декодера корректирующего кода превышает сложность приемного устройства сис темы с повторением. К тому же код с обнаружением ошибки применяется только в системах с обратной связью. Поэтому можно сделать вывод о том, что при небольших объемах передаваемой информации система с много кратным повторением вполне успешно решает задачи повышения помехо устойчивости.
8.3. Применение обратной связи для повышения помехоустойчивости передачи информации
Как уже было показано выше, отличительной особенностью систем с обратной связью является переменное значение избыточности (средней скорости передачи). Указанные параметры изменяются в зависимости от состояния канала связи (вероятность ошибки в символе, коэффициент па кетирования ошибок и т. п.). С ухудшением качества передачи в канале связи увеличивается количество повторов, а следовательно, увеличивается избыточность (уменьшается средняя скорость передачи). Улучшение каче ства передачи приводит к обратному изменению указанных параметров. Таким образом, можно сделать вывод, что системы передачи данных с об ратной связью являются адаптивными к состоянию канала связи.
Еще одним достоинством систем с обратной связью является воз можность применения в них корректирующих кодов, только обнаружи вающих ошибки. Как известно, такие коды обладают значительно меньшей избыточностью, чем коды, исправляющие ошибки аналогичной кратности. При этом значительно упрощается процедура декодирования, что приво дит к снижению сложности декодера и увеличению быстродействия. При этом за счет использования обратного канала можно обеспечить заданную достоверность передачи (вероятность правильной передачи).
К недостаткам систем с обратной связью можно отнести, во-первых, необходимость наличия обратного канала. В обратном канале, по которому передается служебная информация (например, подтверждения, запросы, проверочные символы и т. д.), тоже могут возникать ошибки, поэтому не
обходимо учитывать возможность ее искажения. Во-вторых, особенности передачи в системе с обратной связью приводят к усложнению алгоритма взаимодействия за счет появления дополнительных процедур формирова ния и анализа служебных сообщений. Все это приводит к дополнительным задержкам и снижает быстродействие системы.
Прямой и обратный каналы представляют собой дискретные каналы связи, в которых могут быть реализованы различные виды физического представления сигналов. Это означает, что могут быть использованы раз личные виды манипуляции (модуляции гармонического или импульсного переносчика цифровым первичным сигналом), а также методы линейного кодирования. Для прямого канала модулирующим сигналом является пер вичный код, содержащий передаваемое сообщение. В обратном канале пе редается служебное сообщение, например, подтверждение правильности передачи или запрос на повторную передачу.
Рассмотрим реализации систем с РОС и ИОС [8,18].
8.3.1. Системы с решающей обратной связью и ожиданием (РОС-ОЖ)
Выделяют два типа систем с решающей обратной связью:
-системы с решающей обратной связью и ожиданием (РОС-ОЖ) сигнала подтверждения правильности передачи или сигнала запроса на по вторную передачу;
-системы с решающей обратной связью и непрерывной передачей (РОС-НП) и повторением пакетов, в которых были обнаружены ошибки.
Как было сказано выше, в системе с решающей обратной связью и ожиданием сигнала по обратному каналу взаимодействие происходит с задержкой. Она связана с ожиданием сигнала обратной связи, в зависи мости от которого либо передается новое сообщение, либо повторяется по следнее переданное сообщение. Взаимодействие происходит в полудуп лексном режиме.
Рассмотрим обобщенную структурную схему системы с РОС-ОЖ (рис. 8.6).
Раскроем приведенные на рис. 8.6 условные обозначения:
•ИИ - источник информации;
•ПИ - получатель информации;
•Кь К2, К3 - ключи;
•БП - буферная память;
•1- логический дизъюнктор (элемент «ИЛИ»);
•прд - передатчик канального сигнала;
•прм - приемник канального сигнала;
•ПК - прямой канал;
•ОК - обратный канал;
•УФС - устройство формирования сигнала обратной связи;
•УВС - устройство выделения сигнала обратной связи;
•П - подтверждение правильности передачи;
•3 - запрос на повторную передачу сообщения с ошибкой. Примечание. Исходное состояние ключей Kj открыт, К2 закрыт, К3
закрыт.
Рассмотрим алгоритм взаимодействия компонентов системы. Источ ник информации формирует сообщение в виде первичного кода длиной т. Через открытый ключ Ki и дизъюнктор первичный код попадает в кодер, который преобразует первичный код в канальный (избыточный). Одно временно первичный код сохраняется в буферной памяти (например, в ви де регистра). Ключ К, после прохождения данного сообщения закрывается. Далее канальный код попадает в передатчик прямого канала, который согласует его параметры с параметрами дискретного канала связи (за счет линейного кодирования, модуляции (манипуляции) сигнала-пере- носчика и т. д.).
Из прямого канала линейный сигнал попадает в приемник. Выделен ный в приемнике прямого канала канальный код сохраняется в буферной памяти и одновременно поступает в декодер. Декодер избыточного кода проверяет принятую кодовую комбинацию на наличие и вид ошибок. Рас смотрим два возможных варианта:
1. Код передан без ошибки (или кратность ошибки превышает ко ректирующие свойства кода, и поэтому ошибка не может быть обнаруже на). В таком случае декодер открывает ключ К3, и первичный код из бу ферной памяти выдается приемнику информации, после чего ключ К3 пе реводится в исходное (закрытое) состояние. Одновременно в устройство формирования сигнала обратной связи (УФС) из декодера поступает ко манда сформировать сигнал «подтверждение». Он попадает в передатчик обратного канала. Затем через обратный канал связи и приемник обратного канала служебная информация поступает в устройство выделения сигнала обратной связи (УВС). В нем сигнал дешифруется и распознается как под тверждение правильности принятия сообщения. Поэтому УВС формирует
команду на открытие ключа Kj, и система переводится в состояние готов ности к передаче нового сообщения.
2. Код передан с ошибкой кратности, покрываемой корректирующ ми свойствами избыточного кода. В этом случае декодер выдает в устрой ство формирования сигнала обратной связи команду сформировать сигнал «запрос». Он попадает в передатчик обратного канала. Затем через обрат ный канал связи и приемник обратного канала служебная информация по ступает в устройство выделения сигнала обратной связи. В нем сигнал де шифруется и распознается как запрос на повторение последнего передан ного сообщения. Поэтому УВС формирует команду на открытие ключа К2, в результате чего копия переданного сообщения из буферной памяти через открытый ключ К2 снова передается по прямому каналу связи. Ключ К2 после этого переводится в исходное (закрытое) состояние.
Таким образом, очевидно, что передача следующего сообщения в та кой системе возможна только после принятия подтверждения о правильно сти передачи предыдущего сообщения. При этом возникает недетермини рованная временная задержка, которая зависит от распределения ошибок в канале связи, а также от следующих временных параметров:
•t"к - время задержки передачи по прямому каналу, обусловлен
ное распространением сигнала в физической среде, а также синхронизаци ей приемной и передающей аппаратуры прямого канала;
•- время анализа принятой из прямого канала кодовой комби
нации, связанное с декодированием избыточного кода (исправлением и/или обнаружением ошибок) и формированием команд в УФС;
•/°к - время задержки передачи по обратному каналу, обусловлен
ное распространением сигнала в физической среде, а также синхронизаци ей приемной и передающей аппаратуры обратного канала;
•/°к - время анализа принятой из обратного канала кодовой ком
бинации, связанное с декодированием сигналов обратной связи и форми рованием команд управления ключами;
• /ос - длительность сигнала обратной связи.
Минимальное время ожидания системы до того, как перейти в со стояние готовности к передаче следующего сообщения, складывается из указанных временных параметров (в случае отсутствия искажений в кана ле связи)
Тож = /зпк+ /апк+/ ос + /зок+/°а |
(8.18) |
Декодирование избыточного |
кода, передаваемого по прямому кана |
|
лу, занимает значительно больше |
времени, чем декодирование сигналов |
|
обратной связи. Поэтому очевидно, что |
»/°к |
|
В случае, если прямой и обратный каналы однотипные (схожие по временным и скоростным характеристикам), то время задержки передачи для них одинаково: /Зпк = /3к
При наличии искажений в прямом канале связи время ожидания со стояния готовности к передаче следующего сообщения увеличивается примерно в (/V+1) раз, где N - количество циклов повторной передачи. Так, при однократном повторе время ожидания по отношению к случаю без ошибочной передачи удваивается.
Рассмотрим временную диаграмму, которая проиллюстрирует алго ритм взаимодействия компонентов системы в случае безошибочной пере дачи и возникновения искажений (*) (рис 8.7).
Рис. 8.7 Временная диаграмма работы системы с РОС-ОЖ
До сих пор мы рассматривали возможные искажения только в пря мом канале связи, однако они возможны и в обратном канале тоже. По скольку обратный канал по определению является вспомогательным, то он может быть незащищенным (с применением неизбыточного кодирования) или защищенным (с применением избыточных кодов, исправляющих ошибки). В любом случае на выходе обратного канала возможны только две ситуации: правильная передача и трансформация. Рассмотрим влияние трансформации сообщений в обратном канале на работу прямого канала связи.
В обратном канале связи всегда передается одно из двух сообщений: «подтверждение» (П) или «запрос» (3). Поэтому трансформация в обрат ном канале приводит к преобразованию указанных сообщений из одного
вдругое. Рассмотрим два случая трансформации в обратном канале:
1.При трансформации сообщения «подтверждение» в сообщение «запрос» происходит явление вставки информационного сообщения. Это
означает, что вместо перевода системы в состояние готовности к передаче нового сообщения происходит повторная передача последнего сообщения.
Врезультате может возникнуть дублирование информации.
2.При трансформации сообщения «запрос» в сообщение «подтвер ждение» происходит явление выпадения информационного сообщения. Это означает, что вместо повторной передачи ошибочно принятого сооб щения система будет переведена в состояние готовности к передаче нового
сообщения. В результате сообщение, принятое с ошибкой, не попадет к получателю.
Возможно применение в обратном канале кодов, имеющих возмож ность обнаруживать ошибки. В таком случае обнаружение ошибки (стира ние сообщения в обратном канале) можно интерпретировать как, напри мер, запрос. В случае правильной передачи по прямому каналу связи такая ситуация будет аналогична явлению вставки. Если при передаче по пря мому каналу произошла ошибка и она была обнаружена, то тогда система отработает по нужному алгоритму.
Очевидно, что явление выпадения имеет значительно худшие по следствия, чем явление вставки, поскольку ведет к пропаданию сообще ния. Однако вероятность выпадения значительно меньше вероятности вставки, так как при нем должны возникнуть искажения и в прямом, и в обратном каналах в течение достаточно малого промежутка времени.
Рассмотрим временные диаграммы работы системы с РОС-ОЖ при наличии искажений в обратном канале связи, которые приводят к вставке (рис .8.8) и выпадению (рис. 8.9) информационных сообщений.
На рис. 8.8 происходит вставка (повторная передача сообщения по лучателю) сообщения 1, поскольку сигнал «подтверждение» был транс формирован в сигнал «запрос» (*).
ИИ |
iLm ________ |
| 2 | |
|
ПрДпк |
гп |
ггт |
I |
прмпк |
m |
т _ . . |
I |
ПРДок |
____ ГП/ |
Г11____. |
|
|
* 1 |
|
|
ПрМок |
1 Ч 1 |
Гп" |
|
|
|
вставка |
|
ПИ |
____ Ш ___ГГ: ___________ . |
||
Рис. 8.8. Временная диаграмма работы системы с РОС-ОЖ при вставке
На рис. 8.9 происходит выпадение (отсутствие передачи сообщения получателю) сообщения 1, поскольку сигнал «запрос» был трансформиро ван в сигнал «подтверждение» (*).
ИИ |
L 11\__________ 12 |________ | 3 |____ ^ |
|
ПрДпк |
гп |
Ьл |
ПрМп* |
гл |
m |
ПрДок |
п |
пп |
ПРМ011 |
_______________ d____________г |
|
выпаоенние ПИ _____________________________ ш ___________.
Рис. 8.9. Временная диаграмма работы системы с РОС-ОЖ при выпадении
Оценим вероятностные характеристики системы с РОС-ОЖ. Основ ным параметром, характеризующим достоверность передачи информации, является вероятность правильной передачи системы Рпр. Она может быть выражена через вероятность трансформации /\р. Она определяется тремя составляющими:
1.Вероятность трансформации вследствие необнаруженных ошибок
впрямом канале,
Р'
тр
р п* ( \ - р |
) |
|
|
тр v_____ иск.п 7 |
(8.19) |
||
\ - р п* ( \ - р |
) ’ |
||
|
|||
ст 4 |
иск.з7 |
|
|
где Р™ - вероятность трансформации (необнаруженной ошибки) в прямом
канале; Р™ - вероятность стирания (обнаруженной ошибки) в прямом ка
нале; Риска- вероятность искажения подтверждения в обратном канале;
P CK3” вероятность искажения запроса в обратном канале.;
2. Вероятность трансформации (ошибки на выходе системы) (запрос —>подтверждение) вследствие искажений в обратном канале, приводящих
к явлению выпадения (Р* )
тр
plf |
Р |
рпк |
( 8.20) |
_______ 1 ИСК.З ' с т _________ |
|||
^ |
I - Pст^ Ov |
- Pиск.з7) ’ |
|
3. Вероятность трансформации (подтверждение —►запрос) вследс вие искажений в обратном канале, приводящих к явлению вставки (Р ")
рт |
р |
П_/>пк _ р пк) |
|||
л |
иск.п У1 |
J тр |
ст |
/ |
|
ТР |
|
\ - . р пк( \ - р |
) |
• |
|
|
|
1 1 ст |
V.1 1 иск.з/ |
|
|
Следовательно, вероятность ошибки на выходе системы
Р (т) = Р' |
+ Р " + Р т. |
трv у тр |
тр тр |
Тогда вероятность правильной передачи определяется как
( 8.21)
(8.22)
4 '
Рпр(т) = \ - Р ^ ( т) . |
(8.23) |
При идеальном обратном канале ( Р скп = Риск3 =0) получим
я;рд(т ) = 1 - я ; д(т ) = 1 - |
(8.24) |
|
1 - Р " |
|
ст |
Пример. 8.1. Пусть даны следующие характеристики прямого канала
связи: Р™ = 0,1, Р™ = 0,2. Определим достоверность передачи сообщений
в системе без обратной связи (Р™) и в системе с РОС-ОЖ (Рпр(т)).
Вероятность |
правильной передачи |
в системе |
без обратной связи |
|||
(в прямом канале) определяется как |
|
|
||||
|
|
Рпк = 1 - |
Рпк - |
Рпк = 1 - |
0,1 - 0,2 = 0,7 |
|
|
|
пр |
тр |
ст |
7 |
7 |
Оценим вероятность правильной передачи в системе с РОС-ОЖ (при |
||||||
идеальном обратном канале): |
|
|
|
|||
р* = 1 - Р ’ |
р ПК |
|
|
|
|
|
=1 ------= |
|
1-0,2 |
= i -0,125 = 0,875. |
|||
"р |
тр |
1 - р пк |
0,8 |
|
||
Из анализа результатов расчета видно, что при некотором увеличе
нии вероятности трансформации (Ртр = 0,125 против Р™ =0,1) увеличива
ется вероятность правильной передачи (Рпр = 0,875 против Р™ = 0,7). Это
означает, что применение обратной связи позволяет увеличить достовер ность передачи. В реальных системах передачи данных вероятность
трансформации - очень малая величина, |
и ее небольшое увеличение |
|
не опасно. |
|
|
Оценим среднюю скорость передачи, |
|
|
* = -------- ^ |
, |
(8.25) |
(т + к +-^-)а |
(п + - 2SL)a |
|
|
т |
т |
где т - длина информационной части кода в прямом канале; к - длина из быточной части кода в прямом канале; п - общая длина кода в прямом ка нале; Тож- время ожидания принятия решения о правильности приема предыдущей кодовой комбинации; т - длительность элементарных элемен та; а - среднее число передач по прямому каналу, приходящее на одно со общение от источника. Если, например, a =1,1, то это означает, что число передач по прямому каналу на 10 % больше, чем сообщений от источника (например, 1100 передач по прямому каналу на 1000 сообщений от источ-
|
Т |
|
|
|
|
|
ника). Отношение |
т показывает, сколько элементарных сигналов можно |
|||||
было бы передать за время ожидания. |
|
|
|
|||
Коэффициент а определяется следующим образом: |
|
|
||||
|
а = |
|
|
|
|
(8.26) |
При идеальном канале обратной связи (Риск*о = Риск*з |
= 0) получим |
|||||
|
1 |
л |
ю(1 - С ) |
_ ”» (!-С |
) |
(8.27) |
а |
1 _ р п к ’ |
ид |
Т |
т |
|
|
|
|
|
(тя+ *+-**-) |
(Л + - 2*-) |
|
|
|
|
|
т |
т |
|
|
Приведенные формулы справедливы для неограниченного количест ва повторов. Если количество повторов равно а, то коэффициент ^^оп ре
деляется так: |
|
«оФ= * а - [ С 0 - ^ , з > Г ) . |
(8-28) |
где а - ограничение по передаче, которое устанавливается на этапе проек тирования либо оператором (администратором) при инсталляции или пе редачи сеансом связи. На практике статистика ошибок в каналах связи та-
нова, что в принудительном ограничении количества повторов необходи мости нет.
Считается, что системы с ожиданием эффективны, если выполняется следующее условие:
Т |
(8.29) |
(/И + *)» -2*-. |
|
т |
|
Достоинством систем с РОС-ОЖ является простота реализации ап паратно-программных средств. Если время ожидания (задержка) является некритичным параметром, то для повышения эффективности работы сис темы возможно повторение ранее переданной кодовой комбинации.
Рассмотрим проблему исключения (или минимизации) влияния ис кажений в обратном канале связи.
Для борьбы с явлениями вставки и выпадения могут применяться разные способы. Так, например, в обратном канале могут быть использо ваны избыточные коды с высокой корректирующей способностью. Однако такой подход значительно увеличит избыточность, а следовательно, при ведет к увеличению задержки и снижению скорости передачи. Поэтому основной способ - циклическая нумерация сообщений.
Циклическая нумерация сообщений производится по определенному модулю (например, по модулю 8, т. е. все сообщения имеют номера от 0 до 7). Значение модуля, по которому производится нумерация, определяется вероятностью поражения ошибками нескольких подряд идущих сообще ний. В современных сетях значение модуля увеличено до 128.
Каждому сообщению ставится в соответствие свой номер, который присваивается передатчиком прямого канала. При этом номер в приемнике прямого канала, с которым сравнивается номер передаваемого сообщения, определяется передатчиком обратного канала. Если по обратной связи пе редается сигнал «подтверждение», то номер ожидаемого сообщения ин крементируется (увеличивается на 1). Обращаем внимание, что операция инкрементирования происходит по применяемому в данной системе моду лю. Например, при модуле нумерации, равном 8, после сообщения с номе ром 7 ожидается сообщение с номером 0. В том случае, когда по обратной связи передается сигнал «запрос», то номер ожидаемого сообщения оста ется прежним, поскольку ожидается повтор ошибочно принятого сообще ния. На сравнении номера принятого сообщения и номера, ожидаемого к приему, и основано исключение влияния явлений вставки и выпадения.
Рассмотрим временные диаграммы работы, в которых иллюстриру ется применение циклической нумерации при отсутствии ошибок в обрат ном канале (рис. 8.10), в случае искажения сигнала «подтверждение» (рис. 8.11) и в случае искажения сигнала «запрос» (рис. 8.12).
В случае отсутствия ошибок в обратном канале (рис. 8.10) при фор мировании сигнала «подтверждение» в приемнике прямого канала номер ожидаемого сообщения (указан пунктиром) инкрементируется относи тельно номера в принятом сообщении. Если обнаружены ошибки в прямом канале, то при формировании сигнала «запрос» в приемнике прямого кана ла номер ожидаемого сообщения (указан пунктиром) оставляется равным номеру в принятом сообщении. При равенстве номеров обработка инфор мации происходит правильно.
ИИ
ПрДпк
ПрМпк
ПрДок
ПрМок
ПИ
Рис. 8.10. Временная диаграмма работы системы с РОС-ОЖ при безошибочной передаче в обратном канале
На рис. 8.11 приведена временная диаграмма работы системы с РОСОЖ при устранении события «вставка» (искажение сигнала «подтвержде ние»).
Рис. 8.11. Временная диаграмма работы системы с РОС-ОЖ при устранении «вставки»
При формировании сигнала «подтверждение» номер в приемнике прямого канала, т.е. номер ожидаемого сообщения (указан пунктиром) ин крементируется относительно номера в принятом сообщении. Если в ре зультате искажений в обратном канале устройство выделения сигнала об ратной связи сформирует сигнал «запрос», то в прямой канал будет выдано сохраненное сообщение. В приемнике прямого канала из-за несовпадения номеров принятое сообщение будет отброшено, и явления вставки не про изойдет. По обратному каналу будет передано подтверждение, которое по зволит сформировать новое сообщение.
На рис. 8.12 приведена временная диаграмма работы системы с РОСОЖ при устранении события «выпадение» (искажение сигнала «запрос»). При формировании сигнала «запрос» номер в приемнике прямого канала, т.е. номер ожидаемого сообщения (указан пунктиром) остается равным номеру в последнем принятом сообщении. Если в результате искажений в обратном канале устройство выделения сигнала обратной связи примет сигнал «подтверждение», то в прямой канал будет выдано новое сообще ние. В приемнике прямого канала из-за несовпадения номеров принятое сообщение будет отброшено, и будет повторно сформирован сигнал «за прос». Из буферной памяти будет извлечено сообщение с запрашиваемым номером и передано по прямому каналу. После правильного приема по об ратному каналу будет передано подтверждение, которое позволит сформи ровать новое сообщение.
Рис. 8.12. Временная диаграмма работы системы с РОС-ОЖ при устранении последствий выпадения
При ухудшении качества передачи в прямом и/или обратном кана лах, которое фиксируется по возросшей интенсивности сигналов «запрос» (больше заранее определенного порогового значения), может быть сфор мирован сигнал аварийной остановки (АВОС). По нему система автомати чески возвращается на контрольную точку для повторения передачи.
В заключение необходимо отметить, что в современных системах передачи данных циклической нумерации подвергаются и информацион ные, и служебные сообщения. Это позволяет обеспечить более эффектив ное управление потоком информации. Реализация системы с решающей обратной связью на примере существующей сети передачи данных будет рассмотрена ниже.
83.2. Системы с решающей обратной связью и непрерывной передачей (РОС-НП)
Явным недостатком систем с ожиданием является блокировка выхо да источника информации до получения «подтверждения» правильности передачи. В системах с непрерывной передачей сигнал подтверждение может быть на каждое сообщение, либо одно - на несколько сообщений, а может отсутствовать вообще. По прямому каналу идет непрерывная пе редача сообщений. Одновременно с выдачей в прямой канал связи инфор мация записывается в запоминающее устройство (буферную память). Есте ственно, что принцип непрерывной передачи с возможностью полного или выборочного повтора подразумевает обязательное наличие циклической нумерации сообщений.
При возникновении ошибки в обратный канал формируется сигнал запроса, в котором указывается номер ошибочно принятого сообщения. Только в этом случае выход источника информации блокируется. В пря мой канал при этом передаются либо все сообщения, начиная с запрошен ного, либо только одно запрошенное сообщение.
Обобщенная структурная схема системы с РОС-НП (рис. 8.13) прак тически совпадает со схемой системы с РОС-ОЖ (рис. 8.6).
Рис. 8.13. Обобщенная структурная схема системы с РОС-НП
Отличием системы с РОС-НП является отсутствие явного сигнала «подтверждение». Также отличается управление ключом Kj. В схеме с РОС-ОЖ он закрывается после передачи сообщения и открывается толь ко сигналом «подтверждение». В данном случае он закрывается только по
сигналу «запрос» на время передачи данных из буферной памяти (полной или выборочной).
Для эффективного функционирования системы необходимо пра вильно выбрать объем запоминающего устройства. Определим емкость за поминающего устройства:
h — |
^ ^ О Ж . 1 = | |
Г |
^ОЖ. 1 |
(8.30) |
|
(т + £)т |
\т |
+к)т |
|
|
|
где т - длина информационной части кода в прямом канале; к - длина из быточной части кода в прямом канале; - время ожидания принятия ре шения о правильности приема предыдущей кодовой комбинации; т - дли тельность элементарных элемента; [ ] - операция округления в сторону большего. Таким образом, в БП хранится текущий блок данных и (й-1) ра нее переданных блоков. В простейшем случае h = 2, что позволяет повто рить наряду с текущим сообщением еще одно.
Вобратном канале возможны искажения, которые могут привести
кпропаданию или к ложному формированию сигнала «запрос». Если алго ритм взаимодействия предусматривает передачу сигнала «подтвержде ние», то искажения могут привести к пропаданию или к ложному форми
рованию сигнала, а также трансформации между сигналами запроса и под тверждения. При отсутствии дополнительных мер по борьбе с последст виями искажений в канале обратной связи для получателя информации мо гут возникнуть явления вставки или выпадения сообщений. Для исключе ния этих явлений применяется циклическая нумерация сообщений.
В большинстве систем с РОС-НП формируется одно подтверждение на несколько сообщений. Это позволяет обеспечить максимальную эффек тивность (скорость передачи) за счет оптимизации трафика в обратном ка нале. Действительно, если передавать подтверждение на каждое правильно принятое сообщение, то при хорошем состоянии прямого канала (малая вероятность ошибки) по обратному каналу будет передаваться большое количество избыточной информации. С другой стороны, при увеличении количества сообщений, на которые формируется подтверждение, напри мер, больше модуля циклической нумерации, появляется вероятность вы падения сообщений предыдущих циклов. Поэтому количество сообщений, подтверждаемых соответствующим сигналом обратной связи, не превыша ет модуль циклической нумерации. В подтверждении указывается номер сообщения, которое ожидается для приема. Это означает, что все осталь ные сообщения с меньшими номерами были приняты правильно.
Часто передатчик сам формирует команду на выдачу подтверждения. Она, как правило, представляет собой определенный признак (флаг) в со ставе сообщения. Указанный признак обычно формируется по окончании
определенного фрагмента информации, который состоит из нескольких сообщений.
Сигналы «запросы» также подвергаются циклической нумерации. Это позволяет произвести полный или выборочный (селективный) перезапрос ошибочно принятой информации. При этом правильность нумерации (совпадение номеров принятого и ожидаемого сообщения) контролируется приемниками обоих (прямого и обратного) каналов связи. В сигнале пол ного запроса указывается номер сообщения, с которого нужно повторить передачу. В сигнале выборочного (селективного) запроса указывается но мер сообщения, которое нужно повторить. В качестве запроса может вы ступать сигнал подтверждения с номером, с которого нужно повторить пе редачу. Этот сигнал, по сути, аналогичен полному перезапросу сообщений, начиная с ошибочно принятого.
Более подробно указанные особенности алгоритма взаимодействия будут рассмотрены нами ниже на примере одного из стандартных прото колов сетей передачи данных.
Рассмотрим временные диаграммы работы системы в разных со стояниях прямого и обратного каналов. На рис. 8.14 приведена временная диаграмма работы системы с РОС-НП при отсутствии ошибок в прямом и обратном канале связи. Сообщения последовательно нумеруются и со храняются в буферной памяти, из которой передаются в прямой канал свя зи. В приемнике они разбираются, декодируются и проверяются на нали чие ошибок. При правильном приеме сообщения выдаются получателю информации. Предположим, что в сообщении D с номером 3 указан при знак выдачи подтверждения. Получив сообщение с таким признаком, в об ратном канале формируется сигнал обратной связи «подтверждение» с но мером 4. Оно показывает, что сообщения с номерами 0, 1,2, 3 были приня ты без ошибок и ожидается прием сообщения с номером 4.
|
J |
|
|
|
|
ИИ |
\ A \ |
B \ C \ D \ |
|
„ |
|
ПрДпк |
о Л |
М * |
2 С 3 D |
I____________ . |
|
|
_|о| А |
\ 1| В |
|2| С|3 Д |
_________ L . |
|
прмпк |
|
|
|
1 |
|
|
|
|
|
|
|
ГфДок |
|
|
|
гггп / |
: |
ПрМок |
|
|
|
r d |
|
ПИ |
_____ m |
пн m |
m |
|
|
|
|
|
|
|
|
Рис. 8.14. Временная диаграмма работы системы с РОС-НП при отсутствии ошибок в прямом и обратном каналах
Рассмотрим временную диаграмму работы системы с РОС-НП при
обнаружении ошибки в прямом канале связи (рис. 8.15). i к
ИИ |
1 Л |
| |
В |
| С |
I |
D | |
|
|
|
|
|
|
---------------------- W |
||
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
||
ЛрДшс |
|о |
Л |
| 1 |
В |
| 2 |
|
С |
J |
0 |
А |
| 3 |
|
D |
| |
|
|
|
* |
|
|
|
2 |
/ |
|
|
|
|
з| |
|
; |
р |
ПрМпк |
| 0 |
л |
Ь |
В |
| |
/С |
|
| 0 |
Л |
| |
D |
|1 |
|
||
ПрДок |
|
|
|
Го| 3 1 |
/ |
|
|
|
|
|
|
|
Т Т Л ] |
^ |
|
ПрМок |
|
|
|
R T / |
|
|
|
|
|
|
|
|
пп |
||
ПИ |
________________________ 1 |
В |
1 |
1 |
С |
1 |
1 |
А |
1 _ ш |
______ . |
|||||
Рис. 8.15. Временная диаграмма работы системы с РОС-НП при наличии ошибок в прямом канале
На рис. 8.15 приведен пример использования выборочного перезапроса ошибочно принятого сообщения А с номером 0. Запрос на повтор ную передачу только ошибочно принятого сообщения формируется после обнаружения ошибки. Поскольку передатчик успевает отправить сообще ния В и С, то повтор сообщения А происходит после передачи сообщения С. После этого передаются оставшееся сообщение (£>), в котором указан флаг окончания передачи, и команда на выдачу подтверждения. На этом этап взаимодействия заканчивается.
Если вместо выборочного перезапроса использовать полный (специ альным сигналом или с применением сигнала «подтверждение»), то после повторной передачи сообщения А были бы повторно переданы сообщения
В и С.
Рассмотрим, каким образом выполнятся борьба с последствиями ис кажений в обратном канале (явлениям вставки и выпадения).
На рис. 8.16 показан пример поведения системы при искажении в обратном канале, приводящем к трансформации сигнала «запрос» в сиг нал «подтверждение». Как было сказано выше, подтверждение указывает, какие сообщения были переданы правильно. В нашем примере подтвер ждение с номером 0 показывает, что правильно были приняты предыду щие сообщения. Для циклической нумерации по модулю 8, например, это сообщения с номерами 7, 6, 5 и т. д. Значит, начиная с сообщения с номе ром 0, передатчик повторит все переданные сообщения (А, В и С) из бу ферной памяти. Таким образом, произойдет вставка (повторный прием со общений), от которого получатель может избавиться за счет механизма
фильтрации. Очевидно, что практически все искажения в обратном канале связи могут привести только к вставке, а не к выпадению сообщений.
Рис. 8.16. Временная диаграмма работы системы с РОС-НП при наличии ошибок в прямом и обратном каналах
Для уменьшения количества ложных сообщений переходят к спе циализированным подтверждениям, которые приводят к повтору только одного сообщения.
Как уже было сказано выше, вставка не так опасна, как выпадение. Выпадение сообщений может произойти в случае, если произошел переход на следующий цикл нумерации, а запрос на повтор ошибочно принятого пакета по каким-то причинам не был выполнен. Такая ситуация маловеро ятна, поскольку при пропадании запроса будет передан новый запрос, по том следующий и т. д.
Оценим вероятностные характеристики системы с РОС-НП. Учтем то, что при отсутствии сигнала «подтверждение» искажения в обратном канале приводят к одному из двух возможных вариантов:
1)исчезновение запроса с вероятностью Р„ск.3;
2)ложное формирование запроса с вероятностью РфЛ.
Впервом случае произойдет выпадение ошибочно принятого сооб
щения, а во втором - повторная передача.
В большинстве случае вероятности искажения в обратном канале совпадают, поэтому их можно приравнять к одной из них, например, РИск.з- С учетом указанных соображений запишем формулу для определения
средней скорости передачи информации: |
|
|
т(1- Р ™ ( \ - Р Ъ 2 |
т |
(8.31) |
Я =- |
па |
|
я(1 + (Л - 1)Р"“)(1- Р"к)(1 - РИС1С.) |
‘ |
И приведенного соотношения видно, что скорость передачи инфор мации зависит от избыточности корректирующего кода, емкости запоми нающего устройства, состояния прямого и обратного каналов.
При идеальном обратном канале (Ри с к .1 = 0) выражение упрощается
и принимает следующий вид: |
|
|
|
_ |
|ц ( 1 - С ) |
(8.32) |
|
ид |
л(1 + (/2 -1)/^к) |
||
|
|||
Оценим соотношение средней скорости передачи информации в сис- |
|||
темах с РОС-ОЖ и РОС-НП. Для этого выразим отношение |
Т |
||
через ве |
|||
личину емкости буферной памяти: |
|
|
|
|
- ^ - = л (А - 1). |
(8.33) |
|
С учетом полученного соотношения искомое соотношение (для иде ального обратного канала):
*нп |
" 0 - 0 |
|
И + |
Т |
|
Лож |
/1(1+ (А- 1 ) 0 |
« 0 |
- 0 |
(8.34) |
|
« |
0 - 0 |
nh |
А |
|
|
«О + (А - 1 ) 0 |
' т(\ - |
О |
1 + (А - D C |
|
|
В реальных системах связи |
«1, поэтому (А -1 )/£ к —>0: |
|
|||
|
Янп _ |
|
|
- = А. |
(8.35) |
|
юж |
1 + ( * - ! ) / £ |
|
||
Таким образом, средняя скорость передачи информации в системе с РОС-НП больше средней скорости передачи информации в системе
сРОС-ОЖ примерно в h раз. Отметим, что для неидеального обратного канала соотношение дает примерно такие же результаты. Поэтому системы
сРОС-НП являются более эффективными и нашли более широкое приме нение в системах передачи информации.
83.3.Системы с информационной обратной связью (ИОС)
Всистемах с информационной обратной связью решение о правиль ности переданного сообщения принимается на передающей стороне пря мого канала. По обратному каналу передается служебная информация для анализа, например, вычисленные по принятым из прямого канала инфор мационным символам проверочные (избыточные) символы.
Основанием для принятия решения о правильности передачи являет ся положительный результат анализа переданной и принятой информации. Так, например, в большом количестве систем для оценки правильности пе редачи на передающей и приемной сторонах прямого канала по кодовой комбинации рассчитываются проверочные символы, а затем сравниваются друг с другом. При совпадении в сторону приемника прямого канала фор мируется сигнал подтверждения, а при несовпадении - сообщение повто ряется.
На рис. 8.17 приведена обобщенная структурная схема системы пе редачи с ИОС.
Раскроем приведенные на рис. 8.17 условные обозначения:
•ИИ —источник информации;
•ПИ - получатель информации;
•К,, К2, К3-ключи;
•БРт - буферная регистр информационных символов;
•БР* - буферная регистр проверочных символов;
•1 - логический дизъюнктор (элемент «ИЛИ»);
•прд - передатчик канального сигнала;
•прм - приемник канального сигнала;
•ПК - прямой канал;
•ОК - обратный канал;
•УС - устройство сравнения;
•УФП - устройство формирования подтверждения;
•УВС - устройство выделения сигнала обратной связи;
•П - подтверждение правильности передачи;
•3 - запрос на повторную передачу ошибочно принятого сообще
ния.
Примечание. Исходное состояние ключей: К] открыт, К2 закрыт, К3 закрыт.
Рассмотрим алгоритм взаимодействия компонентов системы. Источ ник информации формирует сообщение в виде первичного кода длиной т. Через открытый ключ Ki и дизъюнктор первичный код попадает в пере датчик прямого канала. Одновременно первичный код сохраняется в бу ферном регистре. Ключ К\ после прохождения данного сообщения закры вается. Первичный код попадает в передатчик прямого канала, который согласует его параметры с параметрами дискретного канала связи (за счет линейного кодирования, модуляции (манипуляции) сигнала-переносчика и т. д.). Из буферного регистра первичный код попадает в кодер, вычисляет проверочные символы.
Из прямого канала линейный сигнал попадает в приемник. Выделен ный в приемнике прямого канала первичный код сохраняется в буферном регистре и одновременно поступает в кодер. Кодер вычисляет провероч ные символы и передает их в обратный канал. После приема из обратного канала проверочные символы сохраняются в буферном регистре.
Проверочные символы, вычисленные по исходному первичному ко ду, и проверочные символы, вычисленные по принятому из прямого кана ла первичному коду, сравниваются в устройстве сравнения (УС). Рассмот рим два возможных варианта их соотношения:
1. Вычисленные и принятые проверочные символы совпадают. Это возможно при передаче по прямому и по обратному каналу без ошибок (или при ошибках такой кратности и сочетания, что они скомпенсировали друг друга). В таком случае устройство сравнения выдаст положительный результат, который будет принят устройством формирования подтвержде ния (УФП). Сигнал «подтверждение» откроет ключ Кь переводя систему в состояние готовности к передаче следующего сообщения. Одновременно сигнал «подтверждение» будет передан через прямой канал. После его об работки устройством выделения подтверждения (УВП) откроется ключ К3.
Далее сообщение из буферного регистра будет выдано получателю инфор мации, после чего ключ К3 переводится в исходное (закрытое) состояние.
2. Вычисленные и принятые проверочные символы совпадают. Это возможно при передаче по прямому и/или по обратному каналу с ошибка ми. В данном случае результат сравнения будет отрицательный и будет воспринят системой как сигнал «запрос». Он откроет ключ К2, что приве дет к повторной передаче сохраненного в буферном регистре сообщения. Снова на приемной стороне будут вычислены проверочные символы и пе реданы по обратному каналу. При положительном результате сравнения система отработает по варианту, описанному в пункте 1.
Таким образом, очевидно, что передача следующего сообщения в та кой системе возможна только после принятия подтверждения о правильно сти передачи предыдущего сообщения. При этом возникает недетермини рованная временная задержка, которая зависит от распределения ошибок
вканале связи, а также от следующих временных параметров:
•Г™ - время задержки передачи по прямому каналу, обусловлен
ное распространением сигнала, переносящего первичный код, в физиче ской среде, а также синхронизацией приемной и передающей аппаратуры прямого канала;
•t™ - время задержки передачи по прямому каналу, обусловлен
ное распространением сигнала «подтверждение» в физической среде, а также синхронизацией приемной и передающей аппаратуры прямого ка нала;
•- время анализа принятой из прямого канала кодовой комби
нации, связанное с вычислением проверочных символов и их формирова нием для передачи по обратному каналу;
•- время анализа принятого из прямого канала сообщения, свя
занное с выделением сигнала «подтверждение» и формированием команды на открытие ключа К3 и выдачу информации получателю;
•г°к - время задержки передачи по обратному каналу, обусловлен
ное распространением сигнала в физической среде, а также синхронизаци ей приемной и передающей аппаратуры обратного канала;
•- время анализа принятой из обратного канала кодовой ком
бинации, связанное с вычислением проверочных символов, сравнением
иформированием команд управления ключами;
•Гос - длительность сигнала обратной связи, т. е. время передачи проверочных символов по обратному каналу;
•Гп - длительность сигнала «подтверждение».
Минимальное время ожидания системы до того, как перейти в со стояние готовности к передаче следующего сообщения, складывается из
следующих временных параметров (в случае отсутствия искажений в ка нале связи):
Т |
= / пк + / пк + / ок + /ок +/ |
а |
(8.36) |
|
ож |
3| в] з |
а |
|
|
Минимальное время задержки выдачи информации получателю оп ределяется как
(8.37)
На рис. 8.17 приведена временная диаграмма при безошибочной пе редаче информации в системе с ИОС.
Рис. 8.18. Временная диаграмма работы системы с ИОС при безошибочной передаче в прямом и обратном каналах
Информационное сообщение в прямом канале представляет собой m-разрядную кодовую комбинацию информационных символов (ml, m2 и т. д.). Сообщение обратной связи представляет собой ^-разрядную кодо вую комбинацию проверочных символов (к\ , к2 и т. д.). Сигнал «подтвер ждение» передается специальной кодовой комбинацией.
Рассмотрим временную диаграмму работы в системе с ИОС при ис кажениях в прямом канале (рис. 8.19).
Рис. 8.19. Временная диаграмма работы системы с ИОС при наличии ошибок в прямом канале
В результате искажений информационного сообщения результат сравнения вычисленной и принятой кодовых комбинаций проверочных символов будет отрицательным. Поэтому будет сформирован сигнал за проса, который повторит передачу информационного сообщения по пря мому каналу. После получения новых проверочных символов результат сравнения будет положительный. Следовательно, будет выдан сигнал под тверждения, и система перейдет в состояние готовности к передаче нового сообщения.
Рассмотрим возможности возникновения явлений вставки и выпаде ния. Вставка в системе с ИОС произойдет только в случае появления лож ного сигнала «подтверждение». Выпадение произойдет только в случае исчезновения сигнала «подтверждение». Применение дополнительных средств борьбы с указанными явлениями, например циклическая нумера ция сообщений, позволяет их избежать.
Рассмотрим отличительные особенности системы с ИОС:
1) по прямому каналу передаются данные без избыточного кодиро вания, что позволяет повысить скорость передачи;
2 ) по обратному каналу передаются проверочные символы, что уве личивает трафик и снижает скорость передачи;
3) принятие решения и формирования сигналов управления потоком данных осуществляется на передающей стороне, что позволяет исключить их искажения при передаче.
Отметим, что средние скорости передачи в системах с ИОС и РОС примерно одинаковы. Несмотря на это, системы с ИОС получили широко го распространения вследствие высокой сложности реализации и алгорит мов взаимодействия.