Финк М. Теория передачи дискретных сообщений (1970) (1151862), страница 111
Текст из файла (страница 111)
Пусть в некоторый момент времени закончился прием кодовой комбинации, в которой обнаружена ошибка, н начинается передача сигнала переспроса по обратному каналу. К этому моменту по прямому каналу уже ведется передача следующей кодовой комбинации, а если длительность распространения сигнала в канале превышает длительность кодовой комбинации иТ, то уже закончилась передача одной илп нескольких комбинаций, Еще столько же комбинаций будет передано до того момента, пока будет принят и декодирован сигнал переспроса. Таким образом, если передача ведется непосредственно, а сигнал переспроса имеет ту же длительность, что п кодовая комбинация, то за время, прошедшее между обнаружением о!пибки и приходом повторенной кодовой комбнпаппи, будет принято еще М комбинаций, где Л4 — ближайшее пелое число.
большее чем где ! — расстояние между корреспондентами; с — скорость распространения сигнала в канале (равная скорости света для радиоканалов и близкая к ней для кабельных каналов) Я. Г1ри выводе этой формулы мы пренебрегли временем, затрачиваемым на анализ комбннапни, с учетом которого величина й! может увеличиться еще на единицу. 1-1о получателе кодовые комбинации должны быть выданы в том л е порядке, в каком они передавались. Поэтому М комбинаций, принятых после обнаружения ошибки, должны храниться в некотором буферном устройстве памяти до момента, пока не будет принята повторения комбинации. Поскольку же и в повторенных комбинациях может быть обнаружена ошибка, емкость буферной памяти нужно увеличить еще в несколько раз.
Можно показать, что с увеличением емкости буферной памяти вероятность ее переполнения уменьшается, но все же при любой конечной емкости отлична от нуля. Таким образом, осуществление простейшей системы с переспросом затрудняется необходимостью иметь у приемника большое буферное устройство памяти со сложной системой ввода н вывода информации, Во избежание этого используют несколько видоизмененную систему с переспросом, в которой после обнаружения ошибки приемник блокируется, т.
е. не принимает М следующих комбинаций. В передающей части устройство памяти (накопнтель-повторитедь) всегда хранит М+1 последних переданных комбинаций. После получения сигнала переспроса повторяется не только ошибочно принятая комбинация, но и все остальное содержимое повторителя. Легко видеть, что при этом сохраняется порядок поступления кодовых комбинаций получателю, а возможность переполнения повторителя у источника с управляемой скоростью исключается. Управление вводом и выводом информации достаточно простое. Конечно, в системе с блокировкой относительная скорость передачи меньше, чем в простешпей системе. Вероятность того, что приемник не заблокирован, т.
е что на протяжении М последних передававшихся комбинаций не было обнаруженных ошибок, равна (1 — Р„)зт. Поэтому вместо (11.2) для системы 684 с блокировкой имеем (11.11) Что же касается остаточной н эквивалентной вероятностей ошибок, то они выражаются теми же формулами, что и в простейшей системе, поскольку блокировка не сказывается на вероятности того, что получателю будет выдана комбинапия с необнарул'енной ошибкой, Впрочем, в каналах с переменными параметрами блокировка. может косвенным образом уве,чичить вероятность пра.— вильного приема (см. примечание 2).
Система с адресным переспросом Прп передаче сообщений с большой скоростью и на болыпие расстояния длина блокировки М согласно (11.10) очень велика, что приводит к резкому уменьшению относительной скорости передачи при увеличении Р„, в соответствии с (11.11). Эффективность связи в этих условиях может быть повышена, если вместо системы с блокировкой' применить системы с адресным переспросом !16, 271.
В этой системе передается сразу большой отрезок. сообщения (кодограмма), содержащий значительное число кодовых комбинации. В приемном устройстве имеется блок памяти, рассчитанный на всю кодограмму н разделенный на ячейки, каждая из которых предназначена для одной кодовой комбинации.
Все комбинации, принятые без обнаруженных ошибок, записываются всоответствующие ячейки памяти, а ячейки, соответствующие комбинацинм, в которых обнаружены ошибки, остаются незаполненными. После окончания приема кодограммы по обратному каналу передаются номера (адреса) непринятых комбинаций, которые затем повторяются по прямому каналу. Процесс продолжается до тех пор, пока не будет принята (без обнарул'енных ошибок) зся кодограмма, которая затем направляется получателю. В обычных условиях система с адресным переспросом не имеет заметных преимуществ перед системе!1 63Ч с блокировкой и ~ольке при очень больших значенияхМ она дает некоторый выигрыш по относительной скорости передачи. С другой стороны, адресная система имеет определенные недостатки.
Основным из ннх является воззюжность возникновения специфических ошибок при неправильном приеме адреса, передаваемого по обратному каналу. Поэтому приходится применять достаточно сложное кодирование и декодирование с исправлением ошибок в обратном канале. Особенности дуплексных систем с переспросом Сястемы с переспросом чаще всего бывают дуплексными, т.
е. в них происходит обмен информации в обе стороны. При этом каждый из двух однонаправленных каналов используется частично как прямой и частично как обратный. Пользуясь любым методом уплотнения, можно передавать по одному каналу как основное сообщение, так и слугкебные сигналы подтверждения п переспроса. Удобнее всего применить временное уплотнение, чередуя кодовые комбинации, несущие основное сообщение, со служебными комбинациями. Легко видеть, что относительная скорость передачи для ~акой дуплексной системы с блокировкой определяется формулой (11.11) с заменой п на п+п„где п, — число символов в служебной комбинации, которое, вообще говоря, может отличаться от и; Такую дуплексную систему назовем систехюй с разделеннымп служебными сигналами.
Чаще, однако, дуплексную систему с переспросом осуществляют иначе, с неразделенными служебными сигналами, с целью лучшего использования каналов. Для этого отказываются от передачи сигнала подтверждения, а сигна.ты переспроса пе!>сдают всякий раз, когда в этом возникает необходимость, т. е. когда в принятой по другому каналу комбинации обнаружена ошибка, прерывая на это время передачу основного сообщения. При этом, разумеется, для сигнала переспроса выделяется кодовая комбинация, отличная от используемых для основного 686 сообшения. Передача комбинации основного сообщения рассматривается одновременно как подтвергкденпе приема последней комбинации.
На первый вгляд такая сисгема очень проста и поляет существенно повысить использование каналов, зво особенно в каналах удовлетворительного качест гда сигналы переспроса передаются редко. Но на самом деле ее приходится усложнить, во избежание серьезных искажений сообщения, вызванных ошибочным приемом переспроса вместо переданной комбинации сообщения и наоборот.
Следует учитывать, что в такой дуплексной системе кохюинацпя переспроса защищена от оцибок не лучше, чем любая другая кодовая комбинация. Если сигнал переспроса будет принят даже с обнаруживаемой ошибкой, то он не будет опознан и вместо повторения ошиоочно принятой комбинации будет послан сигнал переспроса, что в лучшем случае приведет к излишней задержке. Если же ошибка не будет обнаружена, то в одном из сообгцений пропадет кодовая комбинация, а в другом появится лишняя.
Во избежание этого применяют усложненный алгоритм работы дуплексной системы с переспросом, который в обших чертах состоит в следующем. Всякая обнаргг>г н уженная ошибка рассматривается одновременно как и ошибки, сигнал переспроса. Поэтому при обнаружении о так же г как и при получении сигнала переспроса, в обал пе есп оса, ратную сторону посылается также сигнал пере р вслед за которым повторяются М+1 комбинации из накопителя-г>овторителя. В то жс время свой приемник блокируется на М комбинаций, Таким образом, при появлении обнаруженной о>пнбки в одном направлении блокируются оба приемника и в обоих направлениях повторя> т ' 6 >отся последние М+1 комбинации.
Более поди " блокиробное описание этого алгоритма перекрестной . о ровки можно найти в работах (8, 9). Эквивалентная вероятность ошибки в такой дуплексной системе в первом приближении (без учета необнар женных ошибок в сигнале переспроса) выражается той ну ф и .той (11.4), что и в простейшей системе. Отно, елить, чисительную скорость передачи можно опред, у тывая„ что получателю выдается й ф р ин о мационных символов при условии, что предыдущие ие М комбинаций в обоих направлениях приняты без обнаруженных оши- 687 бок. Поэтому ь ) (1 — 1" ) * (11.13) где Є— вероятность обнаруженной ошибки в противоположном направлении. Сравнивая П).13) с (11.12), можно убелиться, что з система с неразделеннымп служебными сигналами п- оваляет увеличить относительную скорость передачи при условии, что и и (1 Рви) + (11.14) Это условие выполняется только в достаточно хороших каналах, когда Р;,<(1, и к тому же при небольшой длительности блокировки Л4.
В каналах низкого качества, особенно при передаче с большой скоростью и не большие расстояния (что обусловливает большое значение ЛГ), выгоднее система с разделенными служебными сигналами. Выбор нада для системы с переспросом В настоящее время не известны методы, позволяющие находить для систем с переспросом оптимальный код, обеспечивающий максимум относительной скорости передачи при заданной верности нли максимальную верность при заданной скорости. Однако можно привести некоторые соображегшя о направлениях поиска такого кода. Начнем с рассмотрения постоянного дискретного канала.
![](https://s.studizba.com/z.php?f=/templates/si/i/noavatar.png&w=100&h=100&t=1"){kind=avatar}
