Файл: Зелигер Н.Б. Основы передачи данных учеб. пособие.pdf

После передачи комбинации '«запрос» станция Б начинает пе­ редавать комбинации, записанные в повторителе (начиная с ком­ бинации 1 и кончая 4). Но эти комбинации на станции А не могут быть приняты заблокированным уже приемником. Далее восста­ навливается передача с автоматического передатчика станции Б (начиная с задержанной комбинации 5).

До получения на станции А комбинации «запрос» автоматиче­ ский передатчик станции А продолжает передавать на станцию Б

Рис. 6.5. Диаграмма работы системы передачи данных с решающей обрат­ ной связью

“"очередные кодовые комбинации'(IV, V и VI), следующие после ис­ каженной комбинации III. Но эти комбинации, как и искаженная, не могут быть приняты заблокированным приемником станции Б, После получения на станции А комбинации «запрос» приемная часть системы также заблокируется на время, равное продолжи­ тельности передачи четырех комбинаций, а передающая часть пре­ рывает передачу с автоматического передатчика и вместо очеред­ ной комбинации VII посылает на станцию Б с устройства форми­ рования кодовую комбинацию «запрос». Вслед за передачей ком­ бинации «запрос» станция А начинает передавать через ячейки И

.и ИЛИ комбинации, записанные в повторителе (начиная с иска­ женной комбинации ІІІ и кончая комбинацией VI).

Каждая из записанных в повторителе комбинаций под действи­ ем тактовых импульсов управляющего устройства продвигается к выходу. Для возможности многократного повторения информации кодовые комбинации, передаваемые на станцию Б, вновь записы­ ваются в повторителе, поскольку выход повторителя подключен ;к его входу.

(При отсутствии сигнала со стороны управляющего устройства кодовая комбинация через ячейку И не проходит.

Д90

Далее очередная комбинация VII посылается уже с автомати­ ческого передатчика. Из диаграммы рис. 6.5 видно, что при пра­ вильном выборе емкости накопителя (минимально необходимой,, или с некоторым запасом) приемник станции Б к моменту начала повторения искаженной комбинации (в данном ‘Случае комбинации III) уже деблокирован. Приемник станции А деблокирован к мо­ менту поступления задержанной комбинации 5.

При минимально необходимой емкости повторителя повторениеиокаженной комбинации на станции А происходит вслед за пере­ дачей комбинации «запрос» '(см. рис. 6.5). Если же емкость повто­ рителя выбрана с запасом, то вслед за передачей комбинации «за­ прос» сперва передаются комбинации, предшествующие искажен­ ной (от одной и больше), а потом уже искаженная комбинация. В этом случае правильность работы не будет нарушена, но ско­ рость передачи информации снизится.

Вместе с тем следует отметить, что увеличение емкости k по­ вторителя способствует повышению помехоустойчивости системы при возникновении в канале связи пачек ошибок. В самом деле,, после обнаружения первой пачечной ошибки происходит блокиров­ ка приемника на время, равное продолжительности k кодовых, комбинаций, и в течение этого времени (времени блокировки), ошибки данной пачки приемником не воспринимаются.

Если емкость накопителя ниже минимально необходимой, то1 повторение искаженной комбинации может не произойти, и ошиб­ ка не будет исправлена.

Из временной диаграммы также следует,, что время kT, затра­

Рассмотренный частный случай однократного искажения ком­ бинации только .в одном канале является наиболее простым. В- практических условиях возможны случаи искажения кодовых ком­ бинаций одновременно в обоих каналах, а также многократное ис­ кажение одной и той же кодовой комбинации. Легко показать, что*

1 9 И

и в этих случаях система обеспечивает исправление обнаруженных ошибок в кодовых комбинациях посредством автоматического за­ проса соседней станции и повторного приема искаженных комби­ наций.

В худших условиях находится комбинация «запрос». Если ком­ бинация «запрос» трансформировалась в разрешенную кодовую комбинацию, то станция А не обнаружит запроса и автоматиче­ ский передатчик этой станции продолжил овою передачу. На стан­ ции Б, где была обнаружена ошибка, не будут приняты k кодовых комбинаций и обнаруженная ошибка не будет исправлена.

Если же комбинация «запрос» трансформировалась в запре­ щенную комбинацию, то на станции А она будет воспринята как ошибочная, и работа системы будет протекать нормально, посколь­ ку поступление запрещенной (ошибочной) комбинации вызывает тот же результат, как и поступление комбинации «запрос». В рас- емотренной-- системе снижение скорости передачи информации обусловлено повторной передачей, при переспросе не только оши­ бочной комбинации, но и соседних неискаженных комбинаций.

Повышение скорости передачи при большом количестве пере­ спросов может быть достигнуто применением систем, в которых по­ сле отправления каждой комбинации передатчик блокируется, и только после поступления сигнала подтверждения приема или пе­ респроса соответственно отправляет следующую комбинацию или повторяет предыдущую, хранящуюся в накопителе. Скорость пере­ дачи информации можно также увеличить введением адресного переспроса, при котором одновременно с передачей сигнала «за­ прос» сообщаются координаты искаженной части комбинации. При этом способе для защиты большого числа сигналов, передаваемых по обратному каналу, требуется вводить в информацию значитель­ ную избыточность.

Весьма совершенным являются системы с памятью, в которых искаженные комбинации запоминаются в приемном накопителе. Восстанавливаются искаженные комбинации сравнением несколь­ ких повторно накопленных комбинаций. Если даже все повторно накопленные комбинации в различных своих частях окажутся ис­ каженными, то их восстановление все же возможно. Этим дости­ гается уменьшение числа переспросов и, следовательно, повышение скорости передачи информации.

Помехоустойчивость систем с автоматическим запросом и по­ вторением искаженных кодовых комбинаций в основном опреде­ ляется применяемым кодом. В классической системе TOR («Tele­ printing over radio circuits»), впервые разработанной в 1950 г. в

в Голландии Ван Дьюраном, используется избыточный код с про­ веркой на постоянство веса (3/4). В более поздних системах на­ шли применение циклические и другие коды.

П о э л е м е н т н а я п р о в е р к а . Наряду с системами, в кото­ рых обнаружение ошибок осуществляется путем проверки отдель­ ных кодовых комбинаций, существуют системы, в которых обнару­ жение ошибок производится проверкой каждой посылки кодовой

192

комбинации в отдельности. В этих системах метод обнаружения! ошибок основан не на использовании избыточности кода, а на сравнении входящих посылок с эталонными (контрольными) поамплитуде и продолжительности. Амплитуда контрольной посылки, в зависимости от уровня помех в канале связи, может быть изме­ нена со значения 0,5/0 на значение 0,3/0, где /0 — установив­ шийсяток. Длительность контрольной посылки устанавливается равной 0,4^0.

Если огибающая поступившей посылки не пересекает очертание контрольной ■посылки, то она принимается как неискаженная. В- противном случае посылка бракуется, и -станция Б, где обнаружена ошибочная посылка, передает на станцию А, совместно с ней рабо­ тающую, сигнал «запрос» (бестоковая посылка «нуль»). Получив, сигнал «запрос», станция А вторично передает кодовую комбина­ цию, в которой была обнаружена ошибочная посылка.

Принцип обнаружения ошибки в системе с поэлементной про­ веркой иллюстрируется рис. 6.6, из которого видно, что первые две посылки принимаются ікак 'неис­ каженные, а третья посылка бу­ дет 'забракована.

Таким образом, 'система с по­

системы -с проверкой комбинаций, они не получили широкого рас­ пространения. Это объясняется недостаточной надежностью мето­ да обнаружения ошибок, основанного на сравнении принимаемых, посылок с эталонными по амплитуде и 'продолжительности.

( Пр о в е р к а и н ф о р м а ц и о н н ы х б л о к о в . Большое раз­ витие получили системы с проверкой информационных блоков, со­ ставленных из группы кодовых комбинаций. Проверка блоков мо­ жет производиться по горизонтальным рядам перфорированной' ленты, по вертикальным и горизонтальным рядам и по диаго­ налям.

При первом способе после передачи каждого блока продвиже­ ние перфорированной ленты приостанавливается на время, необхо­ димое для передачи трансмиттером проверочной комбинации. Про­ верочная комбинация образуется как результат суммирования по-

19»

модулю два элементов передаваемых кодовых комбинаций блока, расположенных на одинаковых позициях. На приемной станции к

.каждому блоку добавляется контрольная комбинация, сформиро­ ванная по аналогии с .проверочной суммированием по модулю два элементов принятых кодовых комбинаций блока. На рис. 6.7а при-

Рис. 6.7. К способам проверки информационных блоков

веден образец перфорированной ленты, воспроизведенной на ре­ перфораторе приемного конца.

Для оценки правильности приема сравнивают контрольную ком­ бинацию с проверочной. В случае обнаружения ошибки посылает­ ся запрос на передающую станцию, и последняя вторично переда­ ст информационный блок, в котором была обнаружена ошибка. Вероятность необнаруженных ошибок при таком способе защиты может достичь 50% •

При втором способе суммирование по модулю два производится сперва по вертикальным рядам, а затем — по горизонтальным (рис. 6.76). Вероятность необнаруженных ошибок в этом случае снижается незначительно.

При третьем способе проверочная (контрольная) комбинация образуется суммированием по модулю два элементов кодовых ком-

194

бинаций блока, сдвинутых один относительно другого на один раз­ ряд (рис. 6.7в). Здесь вероятность необнаруженных ошибок значи­ тельно снижается.

Во івсех рассмотренных способах обнаружение ошибок не тре­ бует применения избыточных кодов, что несколько упрощает тех­ ническую реализацию систем.

с англ. М., ИЛ, 1963, 279 с.

20.Б л о х Э. Л. Помехоустойчивость систем связи с переспросом. М., АН СССР, 1963, 172 с.

19 5,