книги / Методы электрических измерений
..pdfРПП (рис. 4.6). Благодаря этому сравнение входного напряжения с опорным ве дется начиная с величины, соответствующей старшему разряду формируемого двоичного кода. Все т разрядов окончательно появляются на выходах РПП за т тактов; кроме того, на выходе вспомогательного триггера Т формируется последо
вательный |
код результата |
преобразования. |
|
|
|
||||
В режиме поразрядного уравновешивания работают интегральные АЦП типа |
|||||||||
К1Ю8ПВ1 и КШЗПВ1. |
|
|
|
|
|
|
|
||
АЦП двойного интегрирования. Принцип работы АЦП двухтактного инте |
|||||||||
грирования, основанного |
на |
промежуточном |
преобразовании напряжение — |
||||||
интервал времени (рис. 4.7), сводится |
ы-. |
|
|
||||||
к следующему. |
В первом |
такте, дли |
|
|
|
||||
тельность |
Т0 |
которого определяется |
|
|
|
||||
эталонным формирователем интервала |
СС, |
|
|
||||||
ФИ времени |
интегрирования, |
через |
|
|
|||||
|
|
|
|||||||
|
|
Ишп |
ссП1 |
|
Дш |
КК |
РП |
||
|
|
|
|
|
|
|
|||
|
к2Н |
|
и |
|
|
|
L , ССг, |
|
|
ФИ |
|
|
|
|
Щг |
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
I Пуск |
|
|
|
'х |
|
'с2 |
|
Выбор кода |
|
|
|
|
|
|
|
|
|||
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
Рис. 4.7. Структурная схема пре- |
Рис. 4.8. Пример структурной схемы |
АЦП |
|||||||
образователя |
напряжение |
— |
непосредственного кодирования |
|
|||||
длительность интервала |
|
|
|
|
|
||||
ключ Ki на вход интегратора Инт подается |
преобразуемое |
напряжение, а во |
|||||||
втором такте |
через ключ К% подключается |
образцовое напряжение и0 про |
тивоположной полярности, в результате чего выходное напряжение инте гратора уменьшается до нуля за время Тх, пропорциональное напряжению их, т. е. реализуется промежуточное преобразование ux -*-Tx: Тх = TQuxlu0. Переход к выходному коду осуществляется квантованием сформированного на выходе логической, схемы И импульса по структурной схеме, представленной
на рис. 4.4, в.
Интегральный АЦП типа К572ПВ2, реализующий двойное интегрирование, имеет сравнительно высокую точность (0,05%) и помехоустойчивость.
АЦП непосредственного кодирования. Структурная схема интеграль ного АЦП типа К1Ю7ПВ1 представлена на рис. 4.8 и содержит резистивный де литель с 64 отводами, 64 схемы сравнения СС, дешифратор Дш 64X6, преобразо ватель код — код КК, формирующий один из четырех вариантов выходного ше стиразрядного двоичного кода (прямой двоичный код, обратный и др.), и выходной регистр памяти РП. Аналого-цифровой преобразователь данного типа квантует входное напряжение на 64 уровня за 100 нс, типа К1Ю7ПВ2 — на 256 уровней с тем же быстродействием, типа К1107ПВЗ — на 64 уровня за 20 нс.
4.3. ПРОБЛЕМА ОДНОЗНАЧНОСТИ ОТСЧЕТА
Как уже указывалось, при реализации аналого-цифрового преобразования с повышенным быстродействием широко применяется способ сопоставления (или однократного считывания или непосредственного кодирования), основанный на сравнении входной величины с набором мер и перекодировании промежуточного кода в код нужной потребителю структуры. Например, при сравнении входного
напряжения с N пороговыми уровнями щ = (/•+- 0,5) q, i — 0, N — 1, реализу ется непосредственное кодирование на основе ЛГ-раэрядного единичного кода; промежуточные кодовые комбинации затем следует преобразовать в комбинации
пГ |
|
|
|
|
|
|
|
11 |
|
) |
—' |
11 |
|
|
[ |
|
|
||
|
|
|
1 |
|
01 |
1____l--------i1—L ^ и |
|
||
Umin 4 |
W2 |
^3 Umax |
|
|
Рис. 4.9. Вид измерительной |
Рис. 4.10. Вид измерительной |
|||
кодовой |
шкалы |
для N = 3 |
кодовой шкалы на основе трех* |
|
|
|
|
|
разрядного кода Грея |
более удобного, например двоичного безызбыточного кода, имеющего не N, а |
||||
log2 (N + |
1) разрядов. |
|
|
|
Зависимость выходных состояний г* схем сравнения от входного напряжения |
||||
при N = |
3 приведена на рис. 4.9. Функции г* = /(мвх), i = 1, N, образуют так |
называемую [74] измерительную кодовую шкалу (ИКШ).
Основной проблемой теории ИКШ является проблема неоднозначности счи тывания кода. Суть ее состоит в следующем. Так как реальные сравнивающие устройства, формирующие ИКШ, имеют погрешности задания порогов, то в ок рестности каждого порога имеется зона, в которой выходной сигнал не строго оп ределен, т. е. он может принять как значение «0», так и значение «1». Поэтому на границе смены тех соседних кодовых комбинаций, в которых просходит одновре менно не меньше двух переходов 0 — 1 или 1 0, на выходе ИКШ в зоне «рас плывчатости» появляются не только соседние кодовые комбинации, но и другие комбинации, что приводит к грубым погрешностям преобразования.
При использовании ИКШ на основе единичного кода грубых погрешностей не возникает, что видно из рис. 4.4: соседние кодовые комбинации различаются только в одном разряде. Единичный код, однако, практически реализуется лишь при малых N (из-за сложности перекодирования). Наибольшее распространение получили ИКШ на основе кода Грея, особенно в преобразователях угол — код. Пример такой ИКШ для N = 8 приведен на рис. 4.10.
Основным препятствием при практическом применении ИКШ в преобразова телях напряжение — код являются трудности, связанные с реализацией много пороговых сравнивающих устройств, соответствующих младшим разрядам ИКШ. Кроме того, разным разрядам соответствует разное число порогов; такая неодно родность затрудняет их микроэлектронное исполнение.
Эти практические соображения выдвигают задачу синтеза ИКШ, обеспечи вающей однозначность отсчета и состоящей из сравнивающих устройств с одина
и.Bt |
|
ь |
|
ковым минимально достижимым |
||
сс, |
|
числом порогов. В работе [74] |
||||
|
ПЗУ |
предложен алгоритм построения |
||||
|
JT |
|
такой ИКШ, в которой k (k >= 5) |
|||
|
|
|
||||
|
|
|
ПЗУ |
сравнивающих устройств с I (I ^ |
||
|
|
|
< k) |
порогами в каждом форми |
||
|
|
|
dOffnN |
|||
|
|
|
руют N = kt кодовых комбина |
|||
|
сс,п |
сс, |
ций для четных / и N — kl + 1 |
|||
|
|
|
|
|||
|
ъ |
ПЗУ |
Рис. |
4.11. Структурная |
схема |
|
Источник S-1 now'ioSkrx |
|
АЦП |
непосредственного |
коди |
||
|
рования на основе постоянных |
|||||
|
нспрттш |
|
напоминающих устройств |
кодовых комбинаций для нечетных I. Ниже приведен алгоритм построения опти мальной ИКШ при k = I — 7, N = 50:
0 0 0 0 0 0 0 |
0 1 I 1 1 1 0 |
|||
0 0 0 0 0 0 1 |
1 1 1 1 1 I 0 |
|||
0 0 0 0 0 1 1 |
1 1 1 1 1 0 0 |
|||
(1...7) 0 |
0 0 |
0 1 1 1 (8.. .14) |
1 1 1 1 0 0 0 |
|
0 0 0 |
1 1 1 1 |
1 1 1 0 0 0 0 |
||
0 |
0 |
1 1 1 1 1 |
1 1 0 0 0 0 0 |
|
0 |
1 1 1 1 1 1 , |
1 0 0 0 0 0 0, |
|
1 0 0 0 0 0 1 |
||||||
|
1 1 0 0 0 0 1 |
||||||
|
0 1 0 0 0 0 1 |
||||||
(15...21) |
0 1 1 0 0 0 1 |
||||||
|
1 1 1 |
0 0 0 1 |
|||||
|
1 |
1 |
1 |
1 |
0 |
0 |
1 |
|
1 |
1 |
1 |
1 |
1 |
0 |
1, |
|
0 |
1 1 1 1 0 1 |
0 1 0 0 0 1 0 |
||||||||
|
0 1 1 1 1 0 0 |
1 1 0 0 0 1 0 |
|||||||||
|
0 |
1 1 1 0 0 0 |
1 0 0 0 0 1 0 |
||||||||
(22...28) |
0 |
1 1 1 0 |
1 |
0 (29. ..35) |
1 0 |
1 0 0 |
1 0 |
||||
|
0 |
1 1 0 0 |
1 |
0 |
1 1 1 0 0 |
1 0 |
|||||
|
0 1 I 0 0 0 0 |
|
1 1 1 1 0 1 0 |
||||||||
|
0 |
1 0 0 0 0 0, |
1 1 1 1 0 |
1 1, |
|||||||
|
1 |
0 |
1 1 0 |
1 |
1 |
0 0 |
1 0 |
1 0 0 |
|||
|
1 0 I 1 0 1 0 |
|
0 1 1 0 1 0 0 |
||||||||
|
1 |
0 |
1 1 0 0 0 |
|
1 1 1 0 1 0 0 |
||||||
(36...42) |
1 |
0 |
1 1 |
1 0 0 |
(43.. .49) |
1 1 0 0 |
1 0 0 |
||||
|
1 |
0 |
1 0 |
1 0 0 |
|
1 1 0 0 1 1 0 |
|||||
|
1 |
0 |
1 0 0 0 0 |
|
1 1 1 0 |
1 1 0 |
|||||
|
0 0 |
1 0 0 0 0, |
1 1 1 0 |
1 1 1; |
последняя (50-я) кодовая комбинация: 1111111.
Реализация многопороговых сравнивающих устройств в ИКШ и перекоди рующего устройства, осуществляющего переход от промежуточного кода, свобод ного от неоднозначности считывания, к двоичному безызбыточному или двоично десятичному коду, в настоящее время проще всего осуществляется на основе по стоянных запоминающих устройств ПЗУ (рис. 4.11).
4.4. ПРИМЕНЕНИЕ КОДА ФИБОНАЧЧИ В АНАЛОГО-ЦИФРОВОМ ПРЕОБРАЗОВАНИИ
Наряду с проблемой быстродействия аналого-цифрового пре образования большое внимание уделяется проблеме обеспечения высокой достоверности информации на выходе АЦП в условиях
действия помех на элементы преобразователя. В телемеханике эта проблема, возникающая при передаче информации через канал связи с аддитивной помехой, решается с помощью избыточных кодов, общий принцип построения которых заключается в раз биении множества двоичных слов на два непересекающихся под множества — разрешенные и запрещенные кодовые комбинации, причем для кодирования используются разрешенные комбинации. Сбой обнаруживается во всех случаях, когда под действием помех в цифровом канале разрешенная комбинация переходит в за прещенную.
В аналого-цифровом преобразовании применение классиче ских избыточных кодов является малоэффективным в связи со следующими двумя принципиальными особенностями:
втелемеханике входной код известен и из него по определен ным правилам формируется избыточный код, в то время как изме рительный преобразователь аналог — код находится под дейст вием неизвестной входной величины;
втелемеханике безразлично, является ли входная кодовая комбинация изображением числа или какого-либо нечислового символа, в то время как информация на выходе аналого-цифрового преобразователя всегда является числовой информацией, опреде ляемой некоторым способом представления, кодирования числа,
т.е. применяемой системой счисления.
Отсюда следуют два вывода:
1) в аналого-цифровом преобразовании должны быть приме нены другие, отличающиеся от классических, методы кодовой избыточности, учитывающие специфику преобразования;
2) развитие методов введения кодовой избыточности в аналогоцифровое преобразование тесно связано с развитием теории избы
точных систем счисления. |
, |
|
В работах [74, 75] показаны эффективные методы |
достиже |
|
ния устойчивости аналого-цифрового |
преобразования |
к сбоям |
на основе избыточной системы счисления Фибоначчи. |
|
|
Обобщенными числами Фибоначчи или p-числами Фибоначчи |
названы числа, получающиеся о помощью рекуррентного соот ношения
|
|
Фр (л) = Фр(л— 1) + |
фр (я — р — 1), |
|
|
(4.10) |
|
где р = |
0 ; |
1; 2; ...j оо; фр (0) = |
Фр (1) = |
= Фр (р) |
1 — |
||
начальные условия. |
|
|
|
|
|
||
При |
р = |
оо из выражения (4.10) получаем |
числа |
1; |
1; |
1; ...» |
|
при р = |
0 — числа двоичного ряда |
1 ; 2 ; 4 ; 8 ; ..., при |
1 < |
р |
< оо |
имеем числовые последовательности, в которых отношение двух соседних чисел стремится к «золотой пропорции»:
lim [Фр (л)/фр (п - 1)1 = а р, |
(4.11) |
где а р — положительный корень уравнения |
|
ХР+* = х1>+ 1 , |
(4.12) |
к которому сводится решение задачи о «золотом сечении», |
т. е. |
о делении отрезка на такие две части, чтобы р-я степень отношения целого к большей части была равна отношению большей части
к |
меньшей. |
« |
Наибольшую известность получило число а, = (1 -J-]/5)/2« |
1,618, широко применяемое практически во всех видах науки |
и искусства (в архитектуре, психологии, музыке, поэзии, био логии, ботанике, химии, физике, математике).
В |
частности, |
при |
р = 1 |
очередное |
число равно сумме |
двух |
|||
предыдущих: |
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
Ф1 (я) = Фх (п — 1) 4* Ф1 (Л — 2), |
(4.13) |
||||||
что дает последовательность |
|
|
|
|
|||||
|
1, 1, 2, 3, 5, 8, 13, 21, 34, 55, 89, 144, |
(4.14) |
|||||||
Любое натуральное число N может быть представлено в виде |
|||||||||
p-кода Фибоначчи: |
|
|
|
|
|
|
|||
|
N — Яц_1фр I[ft |
1) -f* Яд-зфр (л |
2) - |- ... -f~ а0фр (И)« |
(4.15) |
|||||
.где |
at £ {0; |
1}— двоичная |
цифра в |
1-и |
разряде кода (4.15); |
||||
Фр ( 0 |
— вес |
/-го |
разряда, |
вычисляемый |
по |
рекуррентной |
фор |
||
муле |
(4.10), |
/ = |
0, п — 1. |
|
|
|
числа N имеет вид |
||
Сокращенная |
запись p-кода Фибоначчи |
||||||||
|
|
|
|
N = |
ап_гап_2... flj. |
|
|
|
Рассмотрим частные случаи p-кода Фибоначчи. |
|
|||||||
Пусть р = |
0. Тода p-числа Фибоначчи совпадают с двоичными |
|||||||
числами, |
т. |
е. |
<р0 (/) = 21, |
и |
выражение (4.15) принимает вид |
|||
|
|
|
N = ап_г2п^ |
+ |
ап_а2« - 2 + ... + |
а02°. |
(4.16) |
|
Пусть |
р = |
оо. В этом случае |
фоо(0 = 1 |
и выражение |
(4.15) |
|||
принимает |
вид |
^ = 1 |
-Ы + |
... + 1 . |
|
|
||
|
|
|
|
|
||||
|
|
|
|
|
N |
’ |
|
|
Таким образом, понятие р-кода Фибоначчи является обобще нием понятия двоичного кода (4.16) и включает его в себя в ка честве крайнего случая (р = 0); при этом p-коды Фибоначчи заполняют пробел между классическим двоичным кодом (р = 0) и единичным (унитарным) кодом (р — оо).
Номер |
Веса |
|
разрядов |
Номер |
Веса разрядов |
Номер |
Веса разрядов |
||||||||||
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|||
разряда |
5 |
3 2 |
1 |
1 |
разряда |
6 |
3 2 |
1 |
1 |
разряда |
5 |
3 2 |
11 |
|
|||
|
|
|
|
||||||||||||||
0 |
0 0 0 0 0 |
5 |
1 |
0 0 0 0 |
8 |
1 1 0 |
0 0 |
||||||||||
1 |
0 0 0 0 |
1 |
5 |
0 |
1 1 0 |
0 |
8 |
1 0 |
1 1 0 |
||||||||
1 |
0 0 0 |
1 |
0 |
5 |
0 |
1 0 |
11 |
8 |
1 0 |
1 0 |
1 |
||||||
2 |
0 0 |
1 0 |
0 |
6 |
10 |
0 |
10 |
9 |
1 1 0 |
0 |
1 |
||||||
2 |
0 0 0 |
1 |
1 |
6 |
1 |
0 0 0 |
1 |
9 |
1 1 0 |
1 0 |
|||||||
3 |
0 |
10 |
0 0 |
6 |
0 |
1 1 1 0 |
9 |
1 0 |
1 1 1 |
||||||||
3 |
0 0 |
1 1 0 |
6 |
0 |
1 1 0 |
1 |
10 |
1 1 1 0 |
0 |
||||||||
3 |
0 0 1 0 |
1 |
7 |
10 |
1 0 |
0 |
10 |
1 1 0 |
11 |
||||||||
4 |
0 |
10 |
1 0 |
7 |
1 0 |
0 |
11 |
11 |
1 1 1 0 |
1 |
|||||||
4 |
0 |
10 |
0 |
1 |
7 |
0 |
1 1 1 1 |
11 |
1 1 1 1 0 |
||||||||
4 |
0 0 |
1 1 1 |
|
|
|
|
|
|
12 |
1 1 1 1 1 |
В классическом двоичном коде (р = 0) отображение множества
«-разрядных двоичных слов на |
множество натуральных |
чисел |
N = ап_хап_г ... а0 обладает следующими свойствами: |
|
|
1) свойством однозначности отображения, т. ё. каждому числу |
||
N соответствует бдно и притом единственное двоичное слово и |
||
наоборот; |
|
|
2) способностью с помощью |
«-разрядного двоичного |
кода |
представлять все целые числа в диапазоне от 0 до 2Л — 1 . При р — 1 указанное отображение рассмотрим на примере
пятиразрядных двоичных слов (табл. 4.1).
Анализ табл. 4.1 позволяет отметить следующие особенности. С помощью пятиразрядного двоичного кода в 1-коде Фибоначчи можно представить 13 натуральных чисел от 0 до 12 включительно,
причем 13 есть 6-е 1-число Фибоначчи |
фх (6) = |
13. Это является |
частным случаем того, что при заданных |
« > 0 и |
р ^ 0 с помощью |
«-разрядного кода Фибоначчи можно |
представить <рр (« + р) |
|
натуральных чисел от 0 до <рр (л + |
р) — 1 |
включительно. |
Вторая особенность кодирования натуральных чисел в р-коде Фибоначчи при р > 0 состоит в множественности представления
чисел (за |
исключением числа 0 и максимального числа фр (« + |
+ р) — 1 |
= И ... 1). |
П
Среди нескольких вариантов представления чисел особое зна чение имеют те кодовые комбинации, в которых между соседними единицами не меньше чем р нулей. Это следует из свойства р-кодов: при заданном р > 0 и « > р для любого натурального N существует одно и притом единственное представление N в виде
ЛГ = ФР (и) + /-, |
(4.17) |
где 0 < г < фр (л — р).
Такое представление числа N называется минимальной формой числа N в p-коде Фибоначчи (минимальная форма содержит наи меньшее число единиц). При заданных р > 0 и п > р с помощью /i-разрядного кода Фибоначчи в минимальной форме можно представить <рр (п) натуральных чисел от 0 до фр (п) — 1 вклю чительно, где фр (п) — /г-е p-число Фибоначчи. В частности, при п — 5 минимальную форму имеют числа от 0 до 7.
Так как при увеличении р значительно возрастает избыточность представления, то практическое значение имеют лишь 1-коды Фибоначчи, для которых избыточность, определяемая как отно сительное удлинение разрядной сетки по сравнению с неизбыточ
ным представлением, составляет для больших |
п величину |
R = lim [n/(log2 фх(п)—1)] & 0,44. |
(4.18) |
П-*-оо |
|
Алгоритмы функционирования и структурные |
схемы аналого- |
цифровых преобразователей (АЦП) в коде Фибоначчи ничем принципиально не отличаются от алгоритмов и структурных схем АЦП в классических кодах. Однако положенное в основу этого кода избыточное соотношение (4.10), связывающее веса двоичных разрядов, придает АЦП новые качественные свойства.
В частности, в АЦП поразрядного кодирования уравновешива ние осуществляется эталонными величинами, равными р-числам Фибоначчи фр (п — 1), ..., Фр (0). На первом шаге алгоритма происходит сравнение входной величины А , значения которой находятся в диапазоне 0 А < фр (п), с весом фр (п — 1) стар шего разряда. В зависимости от результата сравнения на втором шаге с весом фр (п — 2) сравнивается снова величина А или раз ность А — фр (п — 1) и т. д.
Можно убедиться в том, что поразрядное кодирование не всегда приводит к минимальной форме, особенно когда величина А равна
одной из эталонных величин. Например, |
при р = 1, когда А = |
||||||||||
— <Pi (9) = 55, с равной |
вероятностью |
может быть реализована |
|||||||||
одна из следующих кодовых |
комбинаций: |
|
|
|
|||||||
55 |
34 |
21 |
13 |
8 |
5 3 2 |
1 |
1 |
|
|||
1 |
0 |
0 |
0 |
0 |
0 |
0 |
0 |
0 |
0 |
|
|
0 |
1 |
1 |
0 |
0 |
0 |
0 |
0 |
0 |
0 |
|
|
0 |
1 |
0 |
1 |
1 |
0 |
0 |
0 |
0 |
0 |
(4.19) |
|
0 |
1 |
0 |
1 |
0 |
1 |
1 |
0 |
0 |
0 |
||
|
|||||||||||
0 |
1 |
0 |
1 |
0 |
1 |
0 |
1 |
1 |
0 |
|
|
0 |
1 |
0 |
1 |
0 |
1 |
0 |
1 |
0 |
1 . |
|
При преобразовании величины А, равной сумме двух несо седних чисел Фибоначчи, например А = 55 -f- 21 = 76, на вы-
ходе фибоначчиева АЦП при р = 1 могут появиться следующие комбинации:
55 |
34 |
21 |
13 8 |
5 |
3 |
2 |
1 |
1 |
|
|
1 |
0 |
1 |
0 |
0 |
0 |
0 |
0 |
0 |
0 |
|
1 |
0 |
0 |
1 |
1 |
0 |
0 |
0 |
0 |
0 |
|
1 |
0 |
0 |
1 |
0 |
1 |
1 |
0 |
0 |
0 |
(4.20) |
1 |
0 |
0 |
1 |
0 |
1 |
0 |
1 |
1 |
0 |
|
1 |
0 |
0 |
1 |
0 |
1 |
0 |
1 |
0 |
1 . |
|
Кодовые комбинации (4.19) и (4.20) являются различными фибоначчиевыми представлениями чисел А = 55 и А — 76, причем комбинации первой строки являются минимальными формами этих чисел. В каждой из остальных комбинаций нарушение ми нимальной формы (группа из двух расположенных рядом единиц или избыточное по единицам представление) наблюдается только в одном месте, причем справа от выделенной группы единичных разрядов следуют разряды с нулевыми значениями, а слева от нее кодовая комбинация имеет вид минимальной формы.
В АЦП поразрядного кодирования на основе классического двоичного кода все кодовые комбинации на выходе АЦП являются разрешенными, поэтому по виду выходного кода нельзя судить о нарушениях в работе АЦП. К разряду разрешенных кодовых комбинаций в фибоначчиевых АЦП относятся комбинации двух типов:
1) кодовые комбинации, удовлетворяющие признаку мини мальной формы, т. е. такие, в которых после каждой единицы слева направо следует не менее р нулей;
2) кодовые комбинации, в которых нарушение минимальной формы состоит в появлении одной и притом единственной группы из двух единиц, расположенных на расстоянии р, между которыми находится р — 1 нулей (т. е. группы вида 0 1 0 ... 0 1 0 ), причем
справа от выделенной группы разрядов следуют разряды с нуле выми значениями.
Кодовые комбинации, относящиеся к одному из указанных типов, называют метрологически корректными, все остальные комбинации — метрологически некорректными.
Таким образом, в АЦП на основе кода Фибоначчи реализуется фундаментальная идея о разбиении всех кодовых комбинаций на разрешенные (метрологически корректные) и запрещенные (мет рологически некорректные), что может быть эффективно исполь зовано для повышения помехоустойчивости, надежности, улуч шения контролепригодности АЦП.
Пусть в рассмотренном выше примере (4.20) результат сравне ния величины 76 < А < 77 с весом <рь (п — 1) = 55 под воздей
ствием помех оказался ошибочным, т. е. вместо аа-1 = 1 получен ложный результат ап_! = 0. Если все остальные результаты срав нения являются верными, то на выходе АЦП появится метроло
гически некорректная |
кодовая |
|
комбинация |
|
|||||||
55 |
34 21 |
13 8 |
5 3 2 |
1 |
1 |
(4.21) |
|||||
0 |
1 |
1 |
1 |
1 |
0 |
0 |
0 |
0 |
0, |
||
|
которая свидетельствует об ошибке преобразования. Существенно подчеркнуть, что в данном случае АЦП не только обнаружил ошибку сравнения, но и исправил ее, так как полученный код является другим изображением числа 76.
Таким образом, АЦП на основе кода Фибоначчи обладает спо собностью обнаруживать и исправлять определенные виды оши бок сравнения, что говорит о его повышенной помехоустойчивости.
Пусть теперь в АЦП произошел отказ типа постоянного не включения триггера старшего разряда. В этом случае при коди ровании всех величин, превышающих вес старшего разряда, будут появляться метрологически некорректные кодовые комби нации типа (4.21). При этом об отказе старшего разряда свидетель ствует постоянное появление запрещенных кодов при А > tpx (п —
— 1) = 55. Существенно подчеркнуть, что функции АЦП при таком отказе не нарушаются, так как значение старшего разряда компен сируется двумя соседними младшими разрядами <рх (п — 2) — 34 и <pi (п — 3) = 2 1 , а на выходе АЦП появляется другое кодовое изображение преобразуемой величины А.
Пусть старший разряд имеет вес <рх (п — 1) = 60, т. е. содер жит погрешность А = 5. Подключим к входу АЦП некоторый вспомогательный сигнал, который больше веса старшего разряда с учетом его возможных положительных отклонений, например Авсп = 72. Этот сигнал кодируется дважды, причем в первом цикле кодирование начинается со старшего разряда, в результате чего
получим |
34 |
21 |
13 |
|
5 |
3 |
2 |
1 |
1 |
|
60 |
8 |
|
||||||||
7 2 = 1 |
0 |
0 |
0 |
1 |
0 |
1 |
0 |
1 |
0, |
(4,22) |
а во втором цикле |
запрещается |
включение |
|
старшего |
разряда, |
т. е. кодирование осуществляется разрядами, имеющими «иде
альные» веса, |
в |
результате |
чего |
|
получим |
|
|
||||
|
60 |
34 |
21 |
13 |
8 |
5 |
3 |
2 |
1 |
1 |
|
7 2 = |
0 |
1 |
1 |
1 |
0 |
0 |
1 |
0 |
1 |
0. |
(4'23) |
В идеальном коде Фибоначчи кодовой комбинации из (4.22) соответствует число 67, а из (4.23) — число 72; разность менаду ними равна отклонению веса старшего разряда от своего идеаль ного значения. Очевидно, что, выполнив подобную проверку всех разрядов начиная с предпоследнего, можно уменьшить си стематические погрешности фибоначчиева АЦП до погрешности младшего разряда.
Появившись в конце 40-х годов, метод статистических испыта ний (метод Монте-Карло) получил широкое распространение в вы числительной математике и исследовании характеристик слу чайных процессов. Однако, являясь по своей сути эксперименталь ным, метод Монте-Карло можетуспешно применяться при решении разнообразных измерительных задач, включая традиционные за дачи измерения детерминированных величин. При этом легко решаются задачи цифровых измерений [4, 31].
Метод статистических испытаний применительно к задачам информационно-измерительной техники основан на том, что окончательный результат измерения интерпретируется как ве роятность какого-либо моделируемого события и определяется в результате большой серии простых логических операций. При этом точность, в основном, зависит от числа испытаний. Хотя метод и обладает медленной сходимостью, однако наличие совре менных быстродействующих микроэлектронных элементов поз воляет во многих случаях получить удовлетворительную точность за заданное время измерения.
Общую схему метода Монте-Карло можно представить следую щим образом [4]. Пусть требуется найти неизвестную величину х с математическим ожиданием М [х] — А и дисперсией D [х] =■ = Ва. Положим, что получили N независимых случайных ве
личин xit i = 1, N, распределенных так же, как и величина х.
Следовательно, |
М |
[xt ] = A, |
D [х£] = |
В2, |
i = |
1, N. |
При |
до |
|
статочно большом |
N согласно |
центральной |
предельной |
теореме |
|||||
|
|
N |
xt будет |
|
|
|
|
|
|
распределение суммы С = S |
близким |
к нормальному |
|||||||
с параметрами |
|
1=1 |
D [С] = |
NB2. |
|
|
|
|
|
М [С] = NA, |
|
|
|
|
|||||
Тогда для нормального закона распределения при больших N |
|||||||||
с доверительной вероятностью Рл = 0,9973 |
выполняется нера |
||||||||
венство |
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
| С ~ Ы А \ ^ З У Щ С ] |
|
|
|
|
|
||
или |
|
N |
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
S Xi - N A < 3 V N B , |
|
|
|
|
|
||
|
|
/=I |
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
N |
|
откуда следует, |
что средняя |
арифметическая |
оценка |
N~x £ |
х,- |
||||
« |
|
|
|
|
|
|
|
i==l |
|
величины А сопровождается доверительной погрешностью |
|
|
|||||||
|
|
N |
А < 3 В/УЛ. |
|
|
|
|
|
|
|
|
N-1 £ xt - |
|
|
|
(4.24) |
|||
|
|
f=i |
|
|
|
|
|
|
|
Это выражение позволяет оценить как погрешность оценки, так и необходимое число испытаний. При оценке точности метода