6.6 Вероятностная модель канала связи

Вероятностный характер информации (где, когда, какие сообщения, сколько их),вероятностный характер помех требовали перехода от детерминированной модели канала к статистической. Её разработали американские учёные Н.Винер и К.Шеннон во время второй мировой войны. Основные элементы статистической модели системы связи показаны на рис. 6.7

И

Кодер

источника

Кодер

канала

Канал

Декодер

канала

Декодер

Источника

П

Рис.6.7

Источником (И) и получателем (П) могут быть человек или техническое средство, генерирующее информацию, подлежащую передаче(приёму).

Канал, как и прежде, представляет собой физическую среду распространения сигнала и технические средства, используемые для передачи и приёма.

Кодер источника и кодер канала вместе образуют устройство, которое преобразует сообщения на выходе источника в сигнал, пригодный для передачи по заданному каналу. А пара устройств: декодер канал и декодер источника выделяют полезное сообщение из сигнала, полученного на выходе канала.

Кодер источника разбивает все возможные сообщения на классы и придаёт поступившему на его вход сообщению определённый признак принадлежности его к какому-то классу.

Подобные действия несколько огрубляют реальную действительность, но упрощают и унифицируют систему передачи информации. Поэтому важно предусматривать критерий приемлемости такого огрубления.

Системе связи достаточно донести до декодера источника указания о классе сообщения и он сформулирует представителя указанного класса.

Кодер канала заново кодирует признак класса сообщения, придавая параметрам несущего колебания определённые значения (осуществляется модуляция).

Декодер канала выделяет из принятого сигнала указания о классе сообщения.

Это указание заставляет декодер источника выработать сообщение, которое из условия критерия приемлемости является представителем данного класса.

6.7 Помехоустойчивое кодирование сообщений

Требования к повышению достоверности передаваемых сообщений непрерывно повышаются. Одним из методов удовлетворения этих потребностей является помехоустойчивое кодирование. Идея метода состоит в том, чтобы на передающей стороне в кодовые комбинации (кодовые слова),состоящие из некоторого числа символов (информационные символы),внести несколько дополнительных (проверочных) символов и установить между всеми символами определённые логические связи. На приёмной стороне на основе анализа указанных логических связей делаются выводы о наличии или отсутствии ошибок, о возможности исправить их.

Простейшим примером реализации данного метода является кодирование на нечётность (или чётность),когда добавляется один символ, которому придаётся значение 1 или 0 с тем, что общее число единиц было нечётное (или чётное).Это позволяет обнаруживать нечётные сочетания ошибочных символов.

Большее число добавочных символов позволяет устанавливать более сложные логические связи и решать задачи не только обнаружения ошибок, но и исправления их.

Основная забота разработчиков систем кодирования состоит в том, чтобы при малом числе дополнительных символов обнаруживать и исправлять большее число ошибок. Кроме того, желательно, чтобы техническая реализация процедур кодирования и декодирования была простой.

Математическим аппаратом для исследования является высшая алгебра (теория групп, полей). Группой здесь называют множество элементов, удовлетворяющих определённым условиям. Отсюда пошло название групповых кодов, в которых кодовые комбинации обладают определёнными свойствами и их можно формировать по общему правилу, что облегчает техническую реализацию. Ещё они имеют название систематических кодов и обозначаются как (n,k)-коды, где n – общее число символов в кодовой комбинации, а k – число информационных символов. Тогда разность n-k=r - число избыточных (проверочных) символов. Отношение r/n – называют коэффициентом избыточности кода.

Большую и очень важную группу систематических кодов составляют циклические коды. Их основное свойство, определяющее название, состоит в том, что в результате циклического сдвига любой разрешённой кодовой комбинации на любое число символов (разрядов) вновь получается разрешённая кодовая комбинация.

Общее число кодовых комбинаций равно ,а число разрешённых из них составляет .

Циклические коды принято описывать при помощи полиномов:

1. производящего полинома g(x)=g0 + g1 + … + gr

степени r и

2. проверочного полинома

h(x)=h0 + h1 + … + hk

степени k.

Зная эти полиномы, можно строить схемы кодирования и декодирования, определять все характеристики кодов.

Основное требование к полиномам, определяющее пригодность их для построения кодов, выражается зависимостью

h(x)=(1+ )/g(x). (6.11)

Наибольшее применение на практике получили схемы кодирования и декодирования, построенные на базе производящего полинома g(x).На рис. 5.12 представлена схема кодирования для общего случая. Она состоит из r ячеек памяти на два состояния (0 и 1) каждая, сумматоров по модулю (m2),переключателей (Кл1 и Кл2).Кружочки с обозначениями gi выполняют различные функции.

Если в полиноме g(x) символ gi=1,то данный кружочек следует рассматривать как замкнутый контакт в этом месте схемы, если gi=0,то в данном месте разрыв и эта цепочка не нужна и сумматор m2,к которому ведёт она, тоже не нужен.

Действие схемы кодирования таково. Вначале Кл1 и Кл2 находятся в положении 1.Информационные символы, подаваемые от источника данных, идут непосредственно в канал связи и, параллельно, на кодирующее устройство, где за k шагов образуется r проверочных разрядов в ячейках памяти. После этого ключи Кл1 и Кл2 переводятся в положение 2,цепь обратной связи в кодирующем устройстве разрывается и за последующие r тактов выводятся в канал проверочные разряды. Затем схема возвращается в исходное состояние для передачи следующего сообщения.

2 Вх

m2

1

Кл2

g0 g1 g2 gr-1

m2

m2

m2

1

1

2

r

2 Вых.

Рис. 5.12

Для кода – (7.4) производящий полином g(x)=1 + x + .

Можно убедится, что этот полином действительно производящий, разделив на него двучлен (1 + ).

Схема кодирующего устройства принимает вид, как показано на

рис. 5.13

2

m2

1 Вх

Кл2

1

m2

Кл1

3

2

1

2 Вых.

Рис.5.13

Пусть на вход схемы подаётся последовательность информационных символов 1001.В таблице 1 показано шаг за шагом формирование проверочных разрядов. Исходное состояние ячеек регистра определяется тремя нулями. Левый столбец “a” показывает последовательность информационных символов. Правый столбец “b” - символы, вытесняемые из регистра. В цепь обратной связи поступает сумма c=b+a.

Табл.1

		Ячейки регистра
№ такта	a	0	0	0	b
1	1	1	1	0	0
2	0	0	1	1	0
3	0	1	1	1	1
4	1	0	1	1	1
m2 2 1 Анализатор 3 m2 В конце 4-го такта сформированы проверочные разряды 011. Они выходят в канал связи вслед за информационными: 0111001 – правый символ – первый, а левый – последний, седьмой. Схемы декодирования строятся методом незначительной модернизации схемы кодирования. На рис.5.14 представлена схема декодирования для рассматриваемого примера. Буф. Рг. Вход из канала связи Вых.

Рис.5.14

Принимаемое сообщение вводиться в декодирующее устройство последовательными тактами. Параллельно оно поступает в буферный регистр приёмника. К концу приёма n-го символа (в примере n=7) в ячейках декодера сформируется какая-то кодовая комбинация. Если в ней буду одни нули, то это будет означать отсутствие ошибок. Присутствие единиц в любой из позиций указывает на наличие ошибок в символах. Анализатор может иногда определить, в каких разрядах сообщения произошли ошибки. Тогда их можно исправить. В большинстве случаев ограничиваются обнаружением ошибок, а исправление организуется по обратному каналу методом запроса повторных передач ошибочных сообщений.

Наибольше применение получили циклические код типы БЧХ (по фамилиям авторов Боуза, Чоудхури, Хоквингем).

При избыточности в r разрядов они обнаруживают 1)все пакеты ошибок длиной r и менее;2)[1 – ]-ую часть пакетов длиной r+1 и 3)[1 – ]-ую часть пакетов длиной более r+1.

Важную роль в определении обнаруживающей и исправляющей способности кода играет кодовое расстояние d – минимальное расстояние из всех расстояний dij между кодовыми комбинациями i и j в данном коде. Для обнаружения σ ошибочных символов необходимо, чтобы соблюдалось условие: d≥ σ + 1.Для исправления t ошибочных символов требуется d≥2t+1.

Формула Варшамова : 2^r≥1+ _i=1∑^d-2 Cⁱ _n-

Вероятность наличия ошибки в ν символах кодовой комбинации из n разрядов определяется по формуле Бернулли.

Pν(m)= (5.12)

где p0 – вероятность искажения одного символа.

Вероятность правильного приёма сообщений вычисляется по этой формуле при ν=0.

Вероятность обнаруженных ошибок

Pобн=