На бирже курсовых и дипломных проектов можно найти образцы готовых работ или получить помощь в написании уникальных курсовых работ, дипломов, лабораторных работ, контрольных работ, диссертаций, рефератов. Так же вы мажете самостоятельно повысить уникальность своей работы для прохождения проверки на плагиат всего за несколько минут.

ЛИЧНЫЙ КАБИНЕТ 

 

Здравствуйте гость!

 

Логин:

Пароль:

 

Запомнить

 

 

Забыли пароль? Регистрация

Повышение уникальности

Предлагаем нашим посетителям воспользоваться бесплатным программным обеспечением «StudentHelp», которое позволит вам всего за несколько минут, выполнить повышение уникальности любого файла в формате MS Word. После такого повышения уникальности, ваша работа легко пройдете проверку в системах антиплагиат вуз, antiplagiat.ru, etxt.ru или advego.ru. Программа «StudentHelp» работает по уникальной технологии и при повышении уникальности не вставляет в текст скрытых символов, и даже если препод скопирует текст в блокнот – не увидит ни каких отличий от текста в Word файле.

Результат поиска


Наименование:


курсовая работа Сети ЭВМ и телекоммуникации

Информация:

Тип работы: курсовая работа. Добавлен: 22.05.2012. Сдан: 2011. Страниц: 13. Уникальность по antiplagiat.ru: < 30%

Описание (план):


Министерство  Российской Федерации 
по связи  и информатизации 
 
 
 

Кафедра ПДСиМ 
 
 
 
 
 
 
 

Курсовая  работа по предмету:
  Сети ЭВМ и телекоммуникации 
 
 
 
 
 
 
 
 
 
 
 
 
 

Выполнил:
студент группы П-83
 Елисеев  Антон
Проверил:
Профессор Шувалов В.П. 
 
 
 
 

Новосибирск 2011
Содержание: 
 

1. Синхронизация в системах ПДС………………………………………………3 

2. Кодирование в системах ПДС…………………………………………………7 

3. Системы ПДСсОС……………………………………………………………. 12 

4. Список литературы……………………………………………………………20 
 
 
 
 
 
 
 
 
 
 
 
 
 
 
 
 
 
 
 
 
 
 
 
 
 
 
 
 
 
 
 
 
 
 
 

Глава 1. Синхронизация  в системах ПДС
 
 
      1.1 Классификация систем  синхронизации 

      Синхронизация есть процесс установления и поддержания  определенных временных соотношений  между двумя и более процессами. Различают поэлементную, групповую  и цикловую синхронизацию. Поэлементная синхронизация позволяет на приеме правильно отделить один единичный  элемент от другого и обеспечить наилучшие условия для его  регистрации. Групповая синхронизация  обеспечивает правильное разделение принятой последовательность на кодовые комбинации, а цикловая синхронизация – правильное разделение циклов и временного объединения  элементов на приеме.
      Поэлементная  синхронизация может быть обеспечена за счет использования автономного  источника – хранителя эталона  времени и методов принудительной синхронизации. Первый способ применяется  лишь в тех случаях, когда время  сеанса связи, включая время вхождения  в связь, не превышает время сохранения синхронизации. В качестве автономного  источника можно использовать местный  генератор с высокой стабильностью.
      Методы  принудительной синхронизации могут  быть основаны на использовании отдельного канала (по которому передаются импульсы, необходимые для подстройки местного генератора) или рабочей (информационной) последовательности. Использование  первого метода требует снижения пропускной способности рабочего канала за счет выделения дополнительного  синхроканала. Поэтому на практике чаще всего применяется второй метод.
      По  способу формирования тактовых импульсов  устройства синхронизации с принудительной синхронизацией подразделяются на разомкнутые (без обратной связи) и замкнутые (с обратной связью). 

       
1.2 Поэлементная синхронизация с добавлением и вычитанием импульсов (принцип действия)
      Во  время приема сигнала тактовая последовательность от задающего генератора и сам  информационный сигнал подаются на фазовый  дискриминатор (ФД). В случае, если ФД фиксирует недопустимо большое  расхождение фаз, то он подает сигнал о необходимости подстройки.
      Подстройка  может осуществляться различными способами. Самым простейшим является корректировка  частоты генератора. Однако прямое воздействие на генератор увеличивает  его нестабильность. Воздействовать необходимо на промежуточное устройство. Этим устройством может быть либо делитель частоты с переменным коэффициентом  деления либо схема добавления и  исключения импульсов (СДИИ). Наиболее часто применяется второй способ.
      СДИИ  помещается между тактовым генератором  и делителем частоты. В случае если ФД фиксирует отставание фазы тактовых импульсов – на СДИИ подается сигнал о добавлении импульса, а  в случае опережения – о исключении. Таким образом происходит подстройка фазы тактовой последовательности.
        Несовпадение фаз может фиксироваться  ФД не только в случае разсинхронизации, но также из-за влияния краевых  искажений принимаемого сигнала.  Чтобы ослабить влияние краевых  искажений и уменьшить количество  ложных подстроек между ФД  и СДИИ ставится усредняющее  устройство в виде реверсивного  счетчика (РС). Импульс на выходе  РС появляется только после  поступления на его вход нескольких  подряд сигналов об отставании  или опережении. Количество сигналов, после которых РС выдает импульс,  определяется емкостью РС. Чем  больше эта емкость, тем лучше  происходит усреднение и тем  меньше ложных подстроек, однако  время вхождения в синхронизм  также увеличивается. 
 

Cхема устройства синхронизации с добавлением и исключением импульсов:: 

        
 
 
 
 
 
 
 
 
 

1.3 Параметры системы синхронизации с добавлением и вычитанием импульсов 

Время вхождения в синхронизм (время  синхронизации при максимальном сдвиге фаз):
             tс=3mS/(2B)
Время поддержания синхронизма(максимальное время правильной работы без подстроек):
             tпс=(m-e)/(2kB)
Точность  подстройки (погрешность синхронизации):
        eст = 1/m + 6kS – статическая составляющая погрешности. Состоит из погрешности шага подстройки и ухода по фазе между подстройками.
             eдин =3*O (0,628sкр/mS)  –   динамическая      составляющая     погрешности, обусловленная краевыми искажениями.
        e = eст + eдин 
 

1.4 Расчет параметров системы синхронизации с добавлением и вычитанием импульсов (задачи)
      1. Коэффициент нестабильности  задающего генератора  устройства синхронизации  и передатчика  K=10-6. Исправляющая способность приемника m=40%. Краевые искажения отсутствуют. Постройте зависимость времени нормальной работы (без ошибок) приемника от скорости телеграфирования после выхода из строя фазового детектора устройства синхронизации. Будут ли возникать ошибки, спустя минуту после отказа фазового детектора, если скорость телеграфирования B=9600 бод?
tпс = (m-e)/(200kB)  ? tпс = (40-e)/(2*10-4*B) 

 
 
 
 
 

          
 
 
 
 
 
 
 
 
 

По условию: 60 ?  60 ? (40-e)/(2*10-4*9600)  ?  40-e ? 1,92*60  ?  e ? -75,2
Полученное  неравенство не может выполняться  ни при каком e, так как e ? 0.     
Следовательно, время поддержания  синхронизма в  данном случае не может  быть больше или равно  минуте и меньше чем  через минуту будут  возникать ошибки. 
 

      2. В системе передачи  данных используется  устройство синхронизации  без непосредственного  воздействия на  частоту задающего  генератора. Скорость  модуляции равна  B. Шаг коррекции  должен быть не  более ?j. Определите частоту задающего генератора и число ячеек делителя частоты, если коэффициент деления каждой ячейки равен двум. Значения B, ?j.определите для своего варианта по формулам B=1000+100N*Z, ?j=0.01+0.003N, где N – номер варианта, Z =3 (для 83). 

             B = 1000+100*6*3 = 2800 бод  

             D?max = 0,01+0,003*6=0,028 c. 

  Dt = 1/m ? mmin = 1/Djmax 

             mmin = 1/0,028 = 35,71=>m=64. 

             Количество ячеек n = 6. 

              fзг = B*m = 1800*64 =179200  Гц. 

Ответ  179200 Гц 
 

      3. Рассчитать параметры  устройства синхронизации  без непосредственного  воздействия на  частоту задающего  генератора со  следующими характеристиками: время синхронизации  не более 1 с,  время поддержания  синфазности не  менее 10 с, погрешность синхронизации не более10% единичного интервала. dкр – среднеквадратическое значение краевых искажений равно 10%t0, исправляющая способность приемника 45%, коэффициент нестабильности генераторов k=10-6. Скорость модуляции для своего варианта рассчитайте по формуле: B=(600+100N) бод, где N – номер варианта.
B=600+100*6=1200 Бод

 tc = m S / B 

tп.с.= (µ-?) / 200 k B 

Решая данную систему, получаем: 

S= (0,1-3*v(0,628?/Btc))/(1/Btc+4k) =( 0,1- 3*v(0,628*0,1/1200*1))/(1/1200*1+4*10-6) = 93,63 

m =Btc/S = 1200*1/93,63 = 12,82 

fз.г.= mB = 12,82*1200 = 15384 Гц. 

Ответ : 15384 Гц. 

      4.Определить  реализуемо ли  устройство синхронизации  без непосредственного  воздействия на  частоту задающего  генератора, обеспечивающее  погрешность синхронизации e=2,5% при условиях предыдущей задачи.

?=1/m+4kS+3v(0.628?/Sm) 

tc=mS/B 
 

S= (?-3*v(0,628?/Btc))/(1/Btc+4k)= (0,025-3*v(0,628*0,1/1200*1))/ (1/1200*1+4*10-6)>0, значит такое устройство реализуемо! 
 
 

      5. В системе передачи  данных использовано  устройство синхронизации  без непосредственного  воздействия на  частоту задающего  генератора с коэффициентом  нестабильности K=10-5. Коэффициент деления делителя m=10, емкость реверсивного счетчика S=10. Смещение значащих моментов подчинено нормальному закону с нулевым математическим ожиданием и среднеквадратическим отклонением, равным sкр.и.=(15+N/2)% длительности единичного интервала (N – номер варианта). Рассчитать вероятность ошибки при регистрации элементов методом стробирования без учета и с учетом погрешности синхронизации. Исправляющую способность приемника считать равной 50%. 

      sкр.и.=(15+6/2)%=18%=0,18 
 
 

  
    Найдем  вероятность ошибки без учета  погрешности синхронизации:
 
  Pош=Pош1+Pош2-Pош1Pош2 

  Pош1=Pош2=0.5(1-Ф(m/sкр.и.))=0.5(1-Ф(50/18))=0.00275 

     Pош=2Pош1-P2ош1=2*0.00275-0.00275^2=0.0055 
 

  
    Найдем  вероятность ошибки с учетом погрешности  синхронизации:
 
  Pош1=0.5(1-Ф((m+e)/sкр.и.)) 

  Pош2=0.5(1-Ф((m-e)/sкр.и.)) 

?=1/m+4kS+3v(0.628?/Sm)=1/10+4*10-5*10+3v(0.628*0,18/100)=0,2013=20,1% 

Pош1=0.5(1-Ф((50+20,1)/18)= 0.5(1-0,9999)=0,00005 

Pош2=0.5(1-Ф((50-20,1)/18))= 0,5(1-0,9011)=0,04945 

Pош=Pош1+Pош2-Pош1*Pош2= 0,00005+0,04945-0,00005*0,04945=0,0495 
 

      По  результатам расчетов делаем вывод: погрешность синхронизации вызывает увеличение вероятности неправильной регистрации элементов сигнала.
Глава 2. Кодирование в  системах ПДС
 
 
      2.1 Классификация кодов 

      Наиболее  широкое применение в системах ПДС  получили линейные или групповые  коды.
      В простейшем случае код задается перечислением  всех своих кодовых комбинаций. Однако данное множество можно рассматривать  как некоторую алгебраическую систему, называемую группой с заданной на ней операцией сложения по модулю два.
      Множество элементов называется группой относительно операции A, если оно обладает следующими свойствами:
    Замкнутость. gi,gj I G$ gk : giAgj=gk.
    Ассоциативность. (giAgj) Agk = giA (gjAgk).
    Существует нейтральный элемент e A G : giAe=gi i.
    g существует обратный элемент gi-1: gi A gi-1 = e.
 
      Пользуясь свойством замкнутости групповой  код можно задать матрицей. Пример для трехэлементного кода:
G=

      Любую кодовую комбинацию можно получить из данной суммированием по модулю два строк матрицы. Кроме того, нужно помнить о существовании  комбинации 000. Данная матрица называется производящей матрицей трехэлементного  кода. Кодовые комбинации, составляющие матрицу, являются линейно-независимыми.
      В системах ПДС, как правило, используются корректирующие коды. Кодовое расстояние между строками матрицы, как можно  видеть, равно двум. Для получения  большего кодового расстояния необходимо вводить дополнительные элементы. Так  для получения d0=3 необходимо к исходным информационным элементам добавить проверочные элементы, в числе которых было бы не менее двух единиц, а добавляемые проверочные элементы разных строк отличались бы, по крайней мере, в одном элементе. Этому требованию удовлетворяет, например, производящая матрица

      Добавляемые проверочные элементы могут быть записаны и в другом порядке. Главное  – обеспечить кодовое расстояние d0=3. Полученная матрица является производящей, или порождающей, матрицей кода 6,3, содержащего n=6 элементов, из которых три информационных. Подобную матрицу принято обозначать G6,3.
      Обозначим элементы комбинации кода, задаваемого  матрицей, a1, a2, a3, a4, a5, a6, где a1, a2, a3 – информационные, а a4, a5, a6 – проверочные элементы. Проверочные элементы могут быть получены путем суммирования по модулю двух определенных информационных элементов.
      a4 = a1A a3,
      a5 = a2A a3,
      a6 = a1A a2A a3.
      Данные  правила можно представить проверочной  матрицей H6,3. Эта матрица содержит r строк и k столбцов:
      H6,3=

      Первая  половина этой матрицы получается транспонированием  второй половины производящей матрицы, а вторая половина представляет собой  единичную матрицу размерности  r.
      Теперь  можно изобразить кодер линейного  кода.  

        
 
 
 
 
 
 

  
 
 

      Рассмотрим  теперь процедуру обнаружения ошибок в принятой кодовой комбинации. Обнаружение  ошибок может быть основано на сравнении  принятой кодовой комбинации со всеми  разрешенными. Если принятая кодовая  комбинация совпадает с одной  из разрешенных, то можно сделать  вывод о том, что ошибок при  передаче не было или переданная кодовая  комбинация перешла в другую разрешенную. В противном случае делаем вывод  о том, что произошла ошибка. Однако такой алгоритм декодирования требует  сравнения принятой комбинации со всеми  разрешенными и является поэтому  весьма громоздким, и иногда неприемлемым, особенно если число кодовых комбинаций велико.
      Воспользуемся знанием правил формирования проверочных  элементов и сформируем на приеме проверочные элементы по принятым информационным. Очевидно, что сформированные на приеме проверочные элементы должны совпадать  с полученными. Сравнение элементов  можно выполнить путем попарного  суммирования этих элементов.
      b1=ak+1*+ ak+1 b2=ak+2*+ ak+2 b3=ak+3*+ ak+3.
      Полученная  последовательность b1, b2, b3 называется синдромом, элементы которого при отсутствии ошибок должны быть равны нулю. Если хотя бы один элемент синдрома не равен нулю, то можно утверждать, что принятая кодовая комбинация содержит ошибки. Исходя из этого можно изобразить схему простейшего декодера с обнаружением ошибок. 

        
 
 
 
 
 
 
 

      Если  с данной схемы поступает сигнал об ошибке, то приемник отвергает принятое кодовое слово. Далее, обычно, предполагается повторение данного кодового слова.
      Значение  полученного синдрома полностью  определяется вектором ошибки и не зависит от самой кодовой комбинации. Следовательно по виду синдрома можно  определить, на каком месте в кодовой комбинации была ошибка. Например в нашем случае если синдром имеет вид 101, то ошибка была в 1–м элементе.
      Для декодирования с исправлением ошибок необходимо реализовать дешифратор для каждого синдрома и корректировку  соответствующего элемента кодовой  комбинации. Дешифратором может быть схема «И», реагирующая только на данных синдром. Для корректировки  необходимо сложить сигнал на выходе дешифратора с соответствующим  элементом кодовой комбинации. 
 

      2.2 Циклические коды (теория) 

      Широкое распространение получил класс  линейных кодов, которые называются циклическими. Название этих кодов  происходит от их основного свойства: если кодовая комбинация принадлежит  циклическому коду, то комбинации, полученные циклической перестановкой элементов, также принадлежат этому коду.
      Общим свойством всех разрешенных кодовых  комбинаций циклического кода (как  полиномов) является их делимость без  остатка на некоторый выбранный  полином, называемый производящим. Синдромом  ошибки в этих кодах является наличие  остатка от деления принятой кодовой  комбинации на этот полином. Описание циклических кодов и их построение обычно проводят с помощью многочленов. Цифры двоичного кода можно рассматривать  как коэффициенты многочлена переменной x.
      Так как на разрешенные кодовые комбинации циклических кодов по сравнению  с обычными линейными накладывается  дополнительное ограничение: делимость  без остатка на порождающий полином, то аппаратная реализация таких кодов  значительно проще.
      Обнаружение ошибок в циклическом коде производится делением принятой кодовой комбинации на кодовую комбинацию образующего  полинома (вид его должен быть известен на приеме). Остаток от деления R(x) играет роль синдрома. Если R(x) ?0, то считается, что произошли ошибки.
      Возможность исправления одиночной ошибки связана  с выбором образующего полинома Pr(x). Точно так же, как и в обычных линейных кодах вид синдрома в циклических кодах зависит от места, где произошла ошибка. В данном случае в качестве синдромов рассматриваются различные остатки R(x) от деления полинома ошибки на образующий полином Pr(x).
      Чтобы получить разделимый циклический код  из заданной кодовой комбинации G(x) нужно
    Умножить G(x) на xr, где r – число проверочных элементов.
    Найти остаток от деления полученного полинома на производящий полином: R(x)=G(x)xr/P(x).
    Сложить G(x)xr с полученным остатком. G(x)xr + R(x).
      Проверочными  элементами в полученной кодовой  комбинации будут последние r элементов, а остальные – информационные.
      Способ  декодирования с обнаружением ошибок был рассмотрен выше. Теперь рассмотрим способ исправления ошибок. Пускай переданная кодовая комбинация F(x) была поражена ошибкой E(x). Получилась комбинация F*(x). На приемном конце данная комбинация делится на P(x).
      F*(x)/P(x) = F(x)/P(x) + E(x)/P(x)
      Первое  слагаемое не даст остатка, так как  это циклический код. Весь остаток  будет определяться вторым слагаемым, то есть вектором ошибки. Причем если ошибка была на i-м месте, то остаток получим на n+i-1 такте деления. Поэтому декодер с исправлением ошибок для циклического кода будет иметь следующий вид.
        
 
 
 
 

      2.3 Построение кодера и декодера циклического кода. Формирование кодовой комбинации циклического кода (задачи) 

     1. Нарисовать кодер  циклического кода  для которого производящий полином задан числом (6N+1).
Решение:
 
      6*6+1=37 > 100101 > P(x)=X5+ X2+1
      Число проверочных элементов  (r) кодовой комбинации определяется степенью производящего полинома. В нашем случае r=5. Кодирующее устройство (кодер) состоит из регистра с обратными связями, число ячеек памяти которого равно числу проверочных элементов (в нашем случае число ячеек равно 5), и сумматоров по модулю два, число которых на единицу меньше числа ненулевых элементов производящего полинома P(x), и в нашем случае равно 2.
      
                              
        
 
 
 



 
 
 
 

2. Записать кодовую  комбинацию циклического  кода для случая, когда производящий  полином имеет  вид P(x)=x3+x2+1. Кодовая комбинация, поступающая от источника сообщений имеет K=4 элементов и записывается в двоичном виде как число, соответствующее (N+3).
Q(x)=N+3 = 6+3=9® 1001 ® x3+1;
Сформируем  кодовую комбинацию циклического кода путем деления Q(x)=x3+1 на производящий полином Р(х).
Q(x)*x3=(x3+1)*x3=x6+x3;
Далее выполняем операцию деления:  
 

                             x6+x3                 x3+x2+1
                             x6+ x5+ x3    x3+x2+x+1
                                   x5
                                   x5+x4+x2
                                          x4+x2
                             x4+x3+x 
                               x3+x2+x
                                               x3
и т.д.................


Перейти к полному тексту работы


Скачать работу с онлайн повышением уникальности до 90% по antiplagiat.ru, etxt.ru или advego.ru


Смотреть полный текст работы бесплатно


Смотреть похожие работы


* Примечание. Уникальность работы указана на дату публикации, текущее значение может отличаться от указанного.