Принцип действия РТС ПИ

Під кодово-iмпульсною (КІМ або ІКМ) розуміють процес квантування дискретизованих повідомлень, при якому кожна вибірка повідомлення представляється двійковим числом (кодовим словом). Пристрій, здійснюючий операцію квантування та кодування, називають кодуючим пристроєм, а пристрій, що виконує обернену операцію, тобто по виду двійкового коду відбудовує значення відповідної вибірки повідомлення, називають декодуючим пристроєм.

Зважаючи  на складності технічної реалізації кодуючих та декодуючих пристроїв застосовувати їх у шкірному каналі окремо економічно недоцільно, тому при побудові багатоканальних цифрових РТС ПІ операцію двійкового кодування та декодування доцільно здійснювати в спільному тракті, де існує послідовність імпульсів багатоканального повідомлення.

Принцип роботи багатоканальної цифрової РТС ПІ розглянемо на прикладі типової системи з ТРК-КІМ (мал. 1.1).

Робота прибудую ущільнення та розділення каналів відбувається аналогічно тому, як і в системах з ТРК, розглянутих раніше. Нехай на першому ступені модуляції одночасно із дискретизацією передаваємих повідомлень здійснюється ШІМ, тоді послідовність iмпульсів на вході кодуючого прибудую має вигляд епюри . Ці iмпульси надходять до першого входу модулятора лічильно-iмпульсної модуляції (ЛІМ), що становить схему збігу "І" на два входь. На другий вхід модулятора ЛІМ надходити періодична послідовність коротких iмпульсів періоду Т_МК (епюра ‚) від мультiвiбратора квантування (МК)). Очевидно, що кількість L iмпульсів, що надійшла на вихід модулятора ЛІМ, пропорційна тривалості t_ШІМ  імпульсу ШІМ і визначається як L = t_ШІМ  /Т_{МК (епюра ®).} У свою чергу, тривалість t_ШІМ пропорційна миттєвому значенню r_i відліку повідомлення r(t). Таким чином, можна вважати, що число L є номер рівня квантування. У лічильному пристрої, що становить тригерний лічильник, число L із десяткової системи числення кодується (перекладається) у двійковий код. Всі описані перетворення здійснюються протягом першої половини інтервалу Тк. У момент години, дорівнюючий Т_к/2, запускається iмпульсом з лінії затримання на Т_к/2 пристрій зчитування; протягом другої половини інтервалу Т_к відбувається порозрядне зчитування двійкового коду (епюра „) та видавання його за допомогою ключів

 К_і, і = на другий ступінь модуляції. У кінці інтервалу Т_к виконується скидання лічильного прибудую в нульовий стан. Аналогічним чином відбувається робота в шкірному iнтервалі години Т_к, що відводиться для роботи одному каналу. Неважко бачити, що цифрові системи можуть бути типів: КІМ-АМ, КІМ-ЧМ, КІМ-ФМ. Враховуючи кожний раз конкретно обраний метод передавання, можна привласнити цифровій системі більш повну назву, наприклад, замість КІМ-ФМ, називати шім-Лім-кім-фм, та результуючу помилку перетворення повідомлення r(t) у сигнал S(t) знаходити як торбу помилок на шкірному етапі перетворення.

Розглянемо роботу приймальної частини цифрової РТС ПІ з ТРК-КІМ. Прийнятий сигнал S(t), після попередньої фiльтрації в приймачеві, надходити у формі вiдеоiмпульсів, спотворених завадами, на регенератор (квантувач на дві рівня), після якого форми iмпульсів відновлюється. Нехай на пристрій декодування надходити послідовність у формі епюри (. Декодуючий пристрій, як відзначалося раніше, здійснює в шкірному каналі перетворення кодової групи у відповідні квантовані рівні повідомлення.

Принцип дії декодуючого прибудую полягає у використанні набору еталонних напруг з "вагами", відповідними розрядам l-розрядного двійкового коду. Так, i-му розряду коду відповідає еталонна напруга з амплітудою U_ei = 2ⁱ, i = , як це зазначено на схемі еталонних напруг (СЕН) (мал. 1.1,б). Одиничні імпульси кодового слова, після надходження всього слова до схеми роздiленя розрядiв кодового слова (СРРК) прибудую розділення розрядів, відкривають відповідні ключі (К_i), на вихід яких проходять еталонні напруги U_ei. Ці напруги підсумовуються, і на виході декодуючого прибудую утворюється дискретна величина, визначаюча собою переданий рівень квантування, епюра …. Неважко бачити, що в даному прикладі на виході декодуючого прибудую в шкірному каналі утворюється АІМ послідовність. Після розділення каналів, демодуляція АІМ послідовностей здійснюється за допомогою ФНЧ. Зазначимо, що на виконання операції кодування та декодування потрібний iнтервал години, дорівнюючий Т_к, тому повідомлення в шкірному каналі приймаються із запізненням на годину Тк. Друга особливість цифрових систем полягає в принциповій необхідності системи синхронiзації, що керує роботою всіх вузлів приймальної частини.

Рис. 1.1. Функціональна схема цифрової РТС ПІ з ТРК КІМ (а, б) та епюри (в), що пояснюють принцип її роботи

2.4 Принципи побудови РТС ПІ  з завадостійким кодуванням

Одним з потужних сучасних методів  боротьби з завадами є застосування коректувальних (завадостійких) кодів. Коректувальними кодами називаються коди, що дозволяють виявляти або виявляти та виправляти помилки, що виникають при передаванні через впливи завад. Такі коди можуть бути збудовані за будь-якою підставою, тобто кількістю різноманітних елементів, які покладені в основу побудови кодових комбiнацій (слів). Проте до справжнього години найбільш повно розроблена теорія двійкових кодів, коли кожний символ кодового слова приймає одне з двох значень, наприклад: "0" або "1". Основний принцип побудови коректувальних кодів полягає у введенні збитковості (коректувальних символів) у передаваємі кодові слова та полягає в наступному.

Припустимо, що передача повідомлень (букв) {а_l}, l = здійснюється за допомогою кодових слів, кожне довжиною n двійкових символів. Тоді загальна кількість кодових слів V₀ = 2ⁿ. Кожне кодове слово може бути представлено вектором X = {x_i}, де x_i = 0 або 1 для всіх i = . Наприклад, при n = 3 можливі 8 кодових слів: 000, 001, 010, 011, 100, 101, 110, 111. Якщо N = V₀ тоді всі смороду використовуються для передачі повідомлень по каналі зв'язку із завадами. Довільні спотворення символів передаваємого кодового слова переводять його в інше, яку також може використовуватися при передаванні. Отже, факт спотворення неможливо установити.

Помилка при прийманні двійкової  кодової комбінації полягає в  тому, що через дію завади нуль замінюється одиницею і навпаки. Томові, якщо при передачі інформації використовувати всі можливі V₀ комбінацій, тоді помилка запозбавитися непоміченою, бо комбінація, спотворена завадою, перейде в іншу, яка може зустрітися при передачі.

Проте, якщо з 8 векторів зверни деяку  частину – дозволені, відносячи  залишені до заборонених, і передавати лише дозволені, тоді можна установити факт наявності спотворення, якщо помилки переведуть дозволене слово в заборонене. Нехай обрані 4 вектори: 000, 011, 101, 110 у вигляді дозволених (тобто такі, у яких кількість одиниць парна), інші 4 вектори віднесемо до заборонених. Тоді будь-яка одиночна та потрійна помилки перетворюють дозволене слово в заборонене і можуть бути виявлені, бо число одиниць у векторі стані непарним.

Таким чином, ідея можливості виявлення  помилок вкрай проста, вона полягає в тому, що в рівномірному блоковому коді використовуються не всі V₀ = 2ⁿ можливих кодових комбінацій, а лише N – деяка їхня частина, де

  N < V₀.  (1.1)

Використовувані в даному коді N комбінацій називають дозволеними, а інші (V₀-N) – забороненими. Якщо внаслідок помилок передана (дозволена) комбінація перетворюється в одну з заборонених, тоді тім самим і виявляється наявність помилок. Разом з тім ясно, що якщо сукупність помилок у даній кодовій комбінації перетворює її на будь-яку дозволену, тоді в цьому випадку помилки не можуть бути виявлені. Знайдемо частку виявляємих помилкових комбінацій, скориставшись для цієї мети геометричною моделлю (мал. 1.2) каналу зв'язку із завадами.

Рис. 1.2. Геометрична модель процесів виявлення та виправлення помилок  коректувальним кодом

На цьому малюнку  через A_i, i = позначені дозволені кодові слова, B_j, j = – заборонені слова, а M_i, i = – деякі підмножини, елементами яких є ті чи інші заборонені кодові слова. Окремі з цих підмножин можуть бути нульовими (порожніми).

 З мал. 6.1 видно, що при передачі  кодової комбінації A₁ вона може під впливом завад перейти в одну з В_j, тобто помилка може бути виявлена в (V₀–N) випадках із загальної кількості V₀ наслідків. Так відбувається кожний раз, коли передається бу-яка з N дозволених кодових комбінацій. Загальна кількість виявляємих помилкових комбінацій дорівнює N(V₀–N), а загальна кількість можливих наслідків NV₀, тому частка виявляємих помилкових комбінацій дорівнює 1-N/V₀.

Аналогічна ситуація лежить і в  основі виправлення помилок. Для  використання наданого коду в якості виправляючого треба зробити розбиття множини B_j, j = заборонених кодових комбінацій на N непересічних підмножин М_і. Кожна з підмножин приписується одному з кодових слів А_і. Спосіб приймання полягає в тому, що коли прийнята комбінація B_jÎM_i, тоді вважається, що передана комбiнація А_і. При такому способі приймання існує можливість виправлення помилок.

 З мал. 1.2 видно, що при будь-якому  способі розбиття помилка може  бути виправлена в (V₀–N) випадках і виявлена в N(V₀–N) випадках. Відношення кількості виправляємих помилкових комбінацій до кількості виявляємих помилкових комбінацій дорівнює 1/N.

Нарешті визначимо, що кількість некоректуємих  помилок дорівнює N(N-1), при цьому частка некоректуємих помилок, по відношенню до загальної кількості наслідків, дорівнює (N-1)/V₀.

Отже довільний блочний код, що задовольняє єдиній умові N<V₀ спроможний виявляти і виправляти помилки, при цьому частина помилок принципово не може бути скоректована. Характеристики цих можливостей визначаються співвідношеннями:

g_вияв = 1-N/V₀;    g_випр = 1/N;    g_{некорів} = (N-1)/V₀.  (1.2)

Таким чином усякий код, що задовольняє  умові (1.1), може застосовуватися в якості виправляючого. Ті чи інше використання його потенційної виправляючої спроможності залежить від способу приймання, тобто від вибору розбиття всіх В_j на підмножини М_і. Вибір розбиття у свою чергу визначається умовами застосування коду. Розглянемо суттєвість універсального методу декодування довільного блокового коду.

Декодування полягає у встановленні номеру переданої кодової комбiнації  шляхом деякої обробки прийнятої кодової комбiнації. Цілком універсальний метод декодування полягає в порівнюванні прийнятої кодової комбiнації з усіма V₀ можливими комбінаціями. При цьому прийнята комбiнація співпадає або з однією з N дозволених, або з однією з (V₀-N) заборонених. Суттєвість цього методу пояснимо конкретним прикладом двійкового коду.

Нехай n = 3, тоді V₀ = 8. Оберемо у вигляді дозволених кодових комбінацій такі, що складаються з парної кількості символів 1. Тоді схема універсального декодера прийме вигляд мал. 1.3.

Якщо, наприклад, прийнята кодова комбінація Y = {100}, тоді відповідно до обраного отут розбиття В_j на підмножини М_і вона декодується в кодову комбінацію А_3.

Рис. 1.3. Принцип універсального методу декодування

Із схеми декодера (мал. 1.3) видно, що кількість реле (перемикальних схем), необхідних для побудови декодера, становить 2³–1 = 7. У загальному випадку складність технічної реалізації універсального декодера будемо оцінювати величиною

Q_СКЛ.УН » 2ⁿ-1,  (1.3)

де n – довжина кодові слова.

Таким чином, хоч схема декодування  і є універсальною, практично  вона придатна тільки для кодів невеликої довжини. Між тім, на практиці виникає необхідність застосовувати коди, довжина яких n ³ 100. Звідси постає задача побудови таких коректувальних кодів, які, з одному боку, малі би високі коректуючі властивості, а з іншого – допускали б прості практично реалізуємі схеми пристроїв кодування та декодування.

 

2.5 Типи передавальних, прийомних  і антенно-фідерних пристроїв

У цих системах діаграми спрямованості передавальної і приймальні антен ИС3-ретранслятора охоплюють усю Землю. Антени з такою діаграмою спрямованості будемо називати антенами про глобальний промінь. Любою чи одержувач відправник повідомлень у супутниковій системі буде називатися абонентом, незалежно від виду чи повідомлень сигналів (зв'язок, управління, навігація й ін.). Тоді супутникові системи можна розбити на два класи; 1) системи зв'язку кожного абонента з кожним і 2) системи зв'язку деякого центра керування (ЦКР) зі своїми абонентами. Системами першого класу є системи зв'язку й обміну інформацією між містами усередині чи країни містами різних країн. Системи другого класу більш численні. До них, зокрема, відносяться системи зв'язку і керування літаками, космічними апаратами, морськими кораблями, причому в даній супутниковій системі може бути трохи ЦКРів і кожен ЦКР керує тільки своєю групою абонентів; наприклад, у міжнародній морській супутниковій системі зв'язку кожна країна має свій ЦКР.

Визначимо коефіцієнт підсилення передавальної антени при глобальному промені. Зі стаціонарного ИСЗ Земля видна під кутом 18°. Тоді, вважаючи, що ширина діаграми спрямованості передавальної антени за рівнем половинної потужності q₀ = 18°, знайдемо, що коефіцієнт підсилення антени в максимумі діаграми спрямованості G_пер » (0,5)4pS/l² = 0,5(pd_пер/l)² = 0,5(p/q₀₎² = 50, де S — площа розкрива передавальної антени, d_nep — діаметр розкрива антени.

Приймемо, що на Землі використовується прийомна антена параболічного типу з діаметром розкрива d. Тоді ефективна площа прийомної антени дорівнює S_пр » (0,5)pd^2/4. Також будемо вважати, що в радіолінії використовується фазова маніпуляція на 180° і код без надмірності. У цьому випадку для досягнення помилки на символ порядку 10^-6 буде потрібно граничне відношення сигнал-шум (E_б/N_o)_п = 10.

3. розрахунок інформаційних характеристик  джерела повідормлень

3.1 Вибір частоти та числа  квантування

Щоб здійснити багатоканальну систему з ТРК, необхідно надходячі від різноманітних джерел інформації повідомлення перетворити у імпульсні сигнали і після цього передавати їх почергово по лінії зв'язку. Іншими словами, при часовому розділенні каналів лінія зв'язку надається почергово періодичним підключенням до неї всіх джерел повідомлень. Частота підключення обирається так, щоб для всіх можливих реалізацій повідомлень r(t) в кожному каналі дотримуватися умови теореми В.А.Котельникова (теореми відліків): якщо найвища частота у спектрі повідомлення r(t) дорівнює F_r, тоді повідомлення r(t) повністю визначається послідовністю своїх відліків в моменти, відлеглі один від одного не більше, ніж на Т_п = 1/(2F_r) с.