Введение (стр. 2 )

Например, при передаче комбинаций 1, 2, 3, 4 и длине цикла нумерации, равного 3, в случае однократной передачи первой комбинации,

 

трехкратной—второй и двухкратной—третьей последовательности номеров в канале имеет следующий вид: a1,a2,a2,a2,a3,a3,a1,…, где a1,a2, a3—циклические номера комбинаций.

При втором методе все комбинации, которые передаются 1 раз, имеют один и тот же номер (например, ао) и только при повторениях производится циклическая нумерация, соответствующая числу повторений. Например, при трех циклических номерах, однократной передаче первой комбинации, двух повторениях второй, пяти—третьей и одном—четвертой последовательность циклических номеров в канале имеет следующий вид:

a0,a0,a1,a2,a0,a1,a2,a3,a1,a2,a0,a1,…

При обоих методах циклической нумерации приемник системы контролирует номера принятых комбинаций. В тех случаях, когда номер принятой комбинации предшествует ожидаемому, принятая комбинация стирается, а в канал ОС передается сигнал подтверждения. Рассмотренная ситуация возникает при трансформации сигнала подтверждения на предшествующую комбинацию в сигнал запроса, что в отсутствие циклической нумерации привело бы к вставке комбинации. Если номер принятой комбинации соответствует номеру следующей после ожидаемой, что соответствует трансформации «переспроса» в «подтверждение», то приемник системы вырабатывает специальный сигнал о выпадении комбинации. По этому сигналу передача может быть прекращена, зафиксирован факт наличия выпадения или произведен повторный запрос на повторение.

Следовательно, процесс передачи кодовой комбинации может быть закончен в течение одного цикла выдачей получателю сообщений правильной или содержащей ошибку комбинации, а может продолжаться некоторое число циклов. Таким образом, работа системы с ОС и повторением передачи блоков представляют собой случайный процесс, удобным средством исследования которого является использование вероятностных графов. Подобно широко используемым в теории электрических цепей сигнальным графам, вероятностные графы состоят из некоторого числа узлов и соединяющих их направленных ветвей. Каждый из узлов вероятностного графа соответствует одному из характерных временных моментов состояния системы в процессе ее функционирования. Каждая из направленных ветвей отображает переход системы из одного состояния в другое.

Если из одного состояния системы в другое возможны переходы за время t1 с вероятностью p1, за время t2—с вероятностью p2 и за время tv—с вероятностью pv, то соответствующему ребру графа соотносят переходную функцию

Для анализа системы ПДС удобно предположить, что величины ti кратны некоторой величине t, т. е. ti=ait, где ai,—целые числа. При этом в качестве единицы масштаба времени примем t — время передачи одной комбинации помехоустойчивого кода (n, k). Обозначив zt=x, можно переходы описывать производящей функцией

Эффективность системы ПДС оценивается вероятностью выдачи ПС кодовых комбинаций с ошибками, временем задержки сообщений и скоростью их передачи.

Рис. 3.18. Вероятностный граф Рис. 3.19. Вероятностный граф

системы с РОС-ОЖ при идеаль - системы с РОС-ОЖ при канале

ном канале ОС ОС с ошибками

Рассмотрим сначала случай передачи сообщения, состоящего из 5 кодовых комбинаций кода (n, k), при отсутствии ошибок в канале ОС. Соответствующий вероятностный граф, содержащий S+1 состояние системы, представлен на рис. 3.18. Каждое из S первых состояний системы соответствует передаче 1-й кодовой комбинации. Состояние S+1 характеризует окончание передачи сообще­ния, г. е. выдачи в ПС всех S кодовых комбинаций.

После приема сообщения каждой i-й кодовой комбинации и принятия по ней решения на выдачу ее ПС система переходит в состояние i+1. Если же принимается решение о переспросе, система остается в состоянии i. Обозначим вероятность принятия решения о выдаче информации ПС через рп, а решение о переспросе — рз=1—рп.

Будем считать, что эти вероятности зависят только от сигналов, соответствующих данной кодовой комбинации, и не зависят от ранее принятых решений. При этом по графу системы могут быть найдены производящая функция вероятностей перехода p(g, S) системы из состояния 1 в состояние S+1 за шагов ():

и производящая функция вероятностей перехода системы из состояния i в состояние i+1 за шагов:

Среднее число переданных по каналу комбинаций на одну (x=1) принятую комбинацию

Поскольку число комбинаций, поступающих в ПС, в раз меньше числа передаваемых комбинаций, вероятность выдачи ПС комбинации с необнаруженной ошибкой

где рош(п) —вероятность необнаруженной ошибки.

Так как скорость передачи данных, т. е. число символов вы­даваемых ПС за единицу времени, в системах с ОС меняется в зависимости от состояния дискретного канала, различают текущую РT и среднюю Rср скорости. Текущая скорость определяется отношением числа двоичных символов, выданных с выхода системы ПС за время t, ко времени t. Средняя скорость есть величина, к которой стремится текущая скорость при достаточно больших t. В соответствии с этим определением и временной диаграммой на рис. 3.15.

где то—длительность единичного элемента; Nnp—число комбинаций, выданных ПС за время t; Nпер—число комбинаций, переданных по каналу за время t.

С учетом того, что

где . Время tож=2tр+tо. с+tа. к+tа. с, где tp—время распространения сигнала по каналу; to. c—длительность сигнала обратной связи; tа. к, ta. c — время анализа комбинации и сигнала обратной связи.

Следовательно, система с РОС-ОЖ достаточно эффективна при , т. е. при работе со сравнительно длинными кодовыми комбинациями и небольшими скоростями передачи по каналам небольшой протяженности.

Время передачи сообщения длиной S кодовых комбинаций— время задержки сообщения в системе является случайной вели­чиной и может быть охарактеризовано вероятностью задержки сообщения в системе на время, большее некоторой величины . Величину т целесообразно выбрать исходя из времени, необходимого для однократной передачи всего сообщения, которое, как следует из рис. 3.18, составляет

Так как при передаче сообщения возникает необходимость в повторных передачах некоторых кодовых комбинаций, время передачи всего сообщения увеличивается, что может быть учтено введением коэффициента числа повторений:

где =0, 1,2,...

Величину t. целесообразно принять в качестве . Вероятность приема всего сообщения после передачи по каналу комбинаций равна вероятности р(, S) перехода системы из состояния 1 в состояние S+1 за шагов. Поэтому вероятность задержки сообщения из S блоков в системе на время, большее , равна:

.

Вероятности р(, S) равна соответствующим коэффициентам разложения производящей функции fS(x) в степенной ряд:

Поэтому

С учетом получим при >5. Искомая вероятность задержки сообщения в системе составляет

Рассмотрим теперь более общий случай, когда обратный канал не идеален, т. е. в нем имеются ошибки. Введем следующие обозначения: рп. п—вероятность получения сигнала подтверждения при передаче сигнала подтверждения; рз. п=1-pп. п—вероятность получения сигнала запроса при передаче сигнала подтверждения; рз. з— вероятность получения сигнала запроса при передаче сигнала запроса; рп. з=1—рз. з—вероятность получения сигнала подтверждения при передаче сигнала запроса.

Вероятностный граф, соответствующий передаче сообщения из 5 комбинаций, представлен на рис. .19. На нем показаны следующие состояния системы: 1 — начало передачи первой комбинация сообщения; 1’—принятие приемником системы решения о выдаче первой комбинации ПС и передача по каналу ОС сигнала подтверждения; 1"—принятие приемником системы решения о переспросе первой комбинации и передача по каналу ОС сигнала запроса; 2—прием сигнала подтверждения по первой комбинации и передача второй комбинации или прием сигнала

запроса по первой комбинации и повторная передача первой комбинации; 2', 2", 3 определяются аналогично; S+1—прием сигнала подтверждения по 5-й комбинации, т. е. конец передачи сообщения.

Производящая функция перехода системы из состояния 1 в состояние S+1 за шагов () имеет следующий вид:

где переходам системы из состояния i в состояние i’ и i" припи­сана переменная х, а переходам из состояний i’ или i" в состоя­ния i или i+l—переменная у.

Вводя следующие обозначения: z=xy; р=рзрз. з+pпрз. п; Q=1—p=рпрп. п+pзрп. з, получим

Следовательно, производящая функция для системы с РОС-ОЖ с неидеальным обратным каналом имеет тот же вид, что и для системы с идеальным обратным каналом. Поэтому по­лученные выше формулы

справедливы и для системы с неиде­альным обратным каналом при замене в них рз на р и рп на Q:

Рис. 3.30- Алгоритм работы РОС НПбл

А1 — запрос очередной комбинации от ИС; А2—запись очередной комбинации (информационной части) в Hпер емкостью h комбинаций; A3 — кодирование; А4 — передача по ПК; А5 — прием из ПК; А6 — декодирование и запись принятой комбинации (информационной части) в Нпр; А7 — выдача комбинации из Нпр к ПС; А8 — формирование сигнала подтверждения; А9 — формирование сигнала переспроса и блокировка ПС на А блоков; А10 — передача по обратному каналу: A11—прием из обратного канала; А12 — дешифрирование сигнала ОС; А13—стирание предыдущей комбинации из Нпер; А14—блокировка ИС и повторение передачи h комби­наций из Нпер

Эти выражения показывают, что при незначительных вероят­ностях ошибок рп. з и рз. п0 и соответственно рп. п и рз. з1 пара­метры обратного канала практически не сказываются на значени­ях верности, скорости передачи и временных характеристиках си­стемы.

Эффективность использования пропускной способности кана­ла связи в системах с РОС—ОЖ сравнительно невелика, так как прямой канал простаивает в промежутки времени между пере­дачами отдельных комбинаций в ожидании получения сигналов решения. Поэтому такие системы используют главным образом в тех случаях, когда определяющим является требование просто­ты (экономичности) аппаратуры. Стремление к более полному использованию каналов привело к разработке систем, в которых отсутствуют промежутки между передачей отдельных комби­наций.

1.1.2 Система с РОС и непрерывной передачей информации и блокиров-кой (РОС-НПбл)

Структурная схема системы РОС-НПбл аналогична схеме, представленной на рис. 3.13, алгоритм ее работы дан на рис. 3.20; времен-ные диаграммы – на рис. 3.21. Работа системы происходит следующим образом.

Рис. 3.21. Временные диаграммы работы системы ПД с РОС-НП бл:

При отсутствии сигнала переспроса к ИС от УУ идет сигнал готовности аппаратуры к передаче (ЗОК) и ИС соответственно выдает информационные комбинации (А1). Они поступают в ко­дер и одновременно запоминаются в накопителе Нпер емкостью h комбинаций (при отсутствии сигнала переспроса информации в Нпер заменяется, сдвигаясь каждый раз на одну комбинацию) (А2).

На приеме информационная часть очередной комбинации будет записана в Нпр и одновременно декодер так же, как и в системе с РОС-ОЖ, определит наличие или отсутствие ошибок в этой комбинации (АЗ...А6). Решающее устройство выдает со­ответствующий сигнал в УУ приемника ПК. Если ошибка не обнаружена, то УУ ст. Б формирует команду подтверждения, которая передается по обратному каналу и одновременно дает сиг­нал на вывод информационной комбинации из Нпр потребителю (А7, А8). Получая сигнал подтверждения, передатчик ст. А продолжает непрерывную передачу информации. Если же ошибка обнаружена, то УУ ст. Б формирует команду переспроса, переда­ваемую по обратному каналу на передатчик прямого канала ст. А (А9, А10).

При реализации такой системы возникают трудности, вызванные конечным временем передачи и распространения сигналов. Если в некоторый момент закончен прием комбинации, в которой обнаружена ошибка, то к этому моменту по прямому каналу уже ведется передача следующей комбинации. Если время распространения сигнала в канале превышает длительность комбинации, то к моменту окончания приема комбинации с ошибкой может закончиться передача одной или нескольких комбинаций, следующих за ней. Еще некоторое число комбинаций будет передано до того времени, пока будет принят и проанализирован сигнал пере­спроса по второй комбинации.

Так как передатчик повторяет лишь комбинации, по которым принят сигнал переспроса, то в результате повторения с запаздыванием порядок следования комбинаций, выдаваемых системой ПС, будет отличаться от порядка поступления комбинаций в систему. Но получателю комбинации должны поступать в том же порядке, в котором они передавались. Поэтому для восстановления порядка следования комбинаций в приемнике должны быть специальное устройство и буферный накопитель значительной емкости, поскольку возможны многократные повторения.

Во избежание усложнения и удорожания приемников системы с РОС-НП строят в основном таким образом, что после обнаружения ошибки приемник стирает комбинацию с ошибкой и блокируется на h комбинаций (т. е. не принимает h последующих комбинаций), а передатчик по сигналу переспроса повторяет h комбинаций (комбинацию с ошибкой и h—1 комбинаций, следующих за ней). Такие системы с РОС-НП получили название систем с блокировкой РОС-НПбл. Эти системы позволяют организовать непрерывную передачу кодовых комбинаций с сохранением порядка их следования. Поэтому одновременно с формированием сигнала переспроса УУ ст. Б блокирует (т. е. запрещает) вывод информации потребителю из Нпр на время, равное h комбинациям (оценка величины h рассмотрена ниже).

Временная диаграмма для данного случая может быть проанализирована на примере обнаружения ошибки в комбинации 12 (рис. 3.21). Получив сигнал переспроса по обратному каналу, УУ ст. А ожидает конца передачи последней комбинации, во время которой получен этот сигнал. Затем ИС блокируется также на время передачи h комбинаций, а из Нпер в это время в канал через кодер передаются хранящиеся в накопителе последние h комбинаций (в примере на рис. 8.14 это комбинации 12, 13, 14). После их передачи ИС опять получает разрешение на передачу очередных комбинаций. Таким образом, последовательность передаваемых и принимаемых комбинаций не нарушается.

В соответствии с вышесказанным определим необходимую емкость накопителя Нпер из следующих соображений: каждый принятый по обратному каналу на ст. А сигнал переспроса соответствует комбинации, которая была передана tож секунд тому назад (см. рис. 3.21). Следовательно, для того чтобы начать повторную передачу с комбинации, в которой была обнаружена ошибка, необходимо в накопителе Нпер хранить информацию за последние (tбл+tож) секунд до момента получения сигнала переспроса. Таким образом, емкость накопителя

h³ (tож-tбл) /tбл или h³ 1+tож/tбл,

где tож+2tp+tан +tОС+tаОС

Так как h не может быть дробным числом, то h³ 2+Е[tож/tбл], где Е[а] —символ целой части а.

Рассмотренные системы РОС являются односторонними, так как передача информации ведется только в одну сторону: от ст. А к ст. Б. При работе по четырехпроводным каналам имеется возможность одновременной Передачи информации в двух направлениях.

Это оказывается возможным благодаря тому, что переспросы в системе с РОС-НПбл происходят сравнительно редко и подавляющую часть времени обратный канал может быть использован для передачи. Структурная схема двусторонней одновременной системы передачи с РОС-НПбл представлена на рис. 3.22, а временная диаграмма—на рис. 3.23. Обмен информацией в такой системе при отсутствии ошибок в дискретных каналах АБ и БА происходит в обоих направлениях независимо в следующей последовательности. Передатчик ст. А, запросив (сигнал ЗОК—запрос очередной комбинации) и получив информационную комбинацию от ИСд, вводит в нее избыточность (с помощью кодера) и передает по дискретному каналу АБ на ст. Б. Приемник ст. Б с помощью декодера декодирует кодовую комбинацию и выдает ее ПСв. Одновременно по дискретному каналу БА аналогичным образом происходит передача информации от ИСБ к ИСА. Такой режим функционирования системы (в условиях отсутствия ошибок) называют

режимом работы. При наличии ошибок в дискретных каналах передача информации осуществляется в режиме переспроса.

Рис. 3.22. Структурная схема двусторонней одновременной системы ПДС с РОС-НП бл

При приеме комбинации с ошибкой в любом направлении передачи (например, ошибка обнаружена в комбинации 3 направления от ст. А к ст Б, рис. 3.23) эта комбинация в Нпр ст. Б стирается и дальнейшая выдача информации ПС блокируется на время передачи h комбинаций. Управляющее устройство УУпр ст А передает. команду в УУпер ст. Б, которое: 1) останавливает передачу очередных комбинаций от ИС; 2) формирует и передает специальную комбинацию переспроса БП (см. на рис 3.23 БП сле дует за комбинацией Д); 3) выдает команду Нпер ст Б к повторению последних комбинаций Б, В, Г, Д, хранящихся там после чего разрешает ИС продолжить передачу очередных блоков Е, Ж, З, И, К, Л,…

Приняв БП от ст. Б на ст. А с помощью дешифратора БП УУпр блокирует выдачу сообщений ПС на h комбинаций и передает сигнал в УУпр ст. А. По этому сигналу УУпер ст А останавливает передачу очередных комбинаций от ИС и формирует и передает комбинацию Бп (на рис 3.23 БП следует за комбинацией 6); выдает команду Нпер ст - А к повторению последних h комбинаций 3, 4, 5, 6 хранящихся там, после чего разрешает ИСА продолжить передачу очередных комбинаций ,…

Таким образом, появление обнаруженной ошибки даже в одном

направлении передачи информации приводит к блокировке приемников

Рис. 3.12.Временная диаграмма работы двусторонней одновременной системы ПДС с РОС-НП бл

двух направлений на длительность h комбинаций, после чего восстанавливается правильная передача комбинаций.

Определим необходимую емкость Нпер. Анaлогичнo предыдущему (см. рис. 3.23) время ожидания сигнала БП на неправильно принятую комбинацию tож=tр+tан+tбл+tp+tБП+tан. С учетом неправильно принятой комбинации 3, передаваемой в направлении А®Б, длительность блокировки Tбл=tбл+tр+tан+tp+tбл+tБП+tан. Так как tбл=tБП. то Tбл=3tбл+2tр+2tан. Отсюда минимальная емкость накопителя h³Tбл/tбл или

h³4+E[2(tp+tан)/ tбл]

где Е [а] - символ целой части а.

Подобно тому, как это было сделано для системы с РОС-ОЖ могут быть определены выражения для расчета основных параметров системы с РОС-НП. Скорость передачи в односторонней системе с идеальным обратным каналом определяется по формуле, из которой следует, что увеличение емкости накопителя h приводит к уменьшению скорости передачи.

Вероятность появления на выходе системы комбинации с необнаруженной ошибкой

,

где рош(n)—вероятность ошибочного декодирования, обеспечиваемая (п, k) кодом; pош(n) — вероятность появления комбинации с необнаруживаемой ошибкой среди комбинаций, принимаемых во время блокировки приемника.

Для системы с двусторонней одновременной передачей информации при одинаковых каналах прямого и обратного направлений передачи

,

Из сравнения этого выражения с аналогичным выражением для односторонней системы следует, что из-за малой вероятности переспросов (рз) скорость передачи в каждом из направлений двусторонней одновременной системы незначительно меньше, чем в односторонней. Это снижение скорости вызывается задержками передачи в каждом из направлений при возникновении ошибок в противоположном направлении.

1.1.3 Система с РОС и адресным переспросом РОС-АП

Во всех рассмотренных выше системах с РОС с целью обеспечения сохранения порядка следования кодовых комбинаций в принимаемом сообщении для определения местоположения забракованной комбинации используется момент прихода служебной комбинации БП. При каждом переспросе повторно передается минимально одна комбинация (например, в системе с РОС-ОЖ) или блок из нескольких кодовых комбинаций (например, в системе с РОС-НПбл). Так как при передаче сообщений с большой скоростью модуляции и на большие расстояния обычно используются системы с РОС-НПбл, то скорость передачи в таких системах при больших значениях h резко уменьшается при росте вероятности обнаруживаемых ошибок, так как при этом резко возрастает число переспросов. Для уменьшения объема информации, повторяемой при переспросах, были разработаны системы с РОС и адресным переспросом (РОС-АП). В этих системах передача информации осуществляется блоками и в приемнике имеется память на весь блок с регистрами для каждой комбинации. Приемник системы РОС-АП вырабатывает сигнал переспроса адресов (условных номеров) комбинаций, в которых обнаружены ошибки, т. е. осуществляет адресный переспрос. В соответствии с этими адресами передатчик повторяет только забракованные комбинации, а не весь блок.

Структурная схема системы РОС-АП представлена на рис. 3.24, а ее алгоритм—на рис. 3.25.

Рис. 3.24. Структурная схема системы ПДС с РОС-АП

По сигналу запроса сообщение от ИС поступает блоком из т комбинаций (А1). Сообщение на ст. А кодируется кодером, направляется в прямой канал связи и одновременно записывается в накопитель Нm пер емкостью т комбинаций (А2, A3). Принятое на ст. Б сообщение сначала по одной комбинации записывается в приемный накопитель Hi емкостью в одну комбинацию (А4— А5) и декодируется (А6, А7). Если при декодировании комбинации ошибки не обнаруживаются, то УУпр переписывает комбинацию из H1 в накопитель Hm пр емкостью т комбинаций (А8). При этом комбинация размещается в регистре, который соответствует ее месту (номеру) в блоке данных. Если же фиксируется наличие ошибки, то УУпр стирает комбинацию из накопителя H1 и соответствующий этой комбинации регистр в Нт пр остается свободным. Номера комбинаций с ошибками запоминаются в Надр. И. После окончания приема всего блока адреса искаженных комбинаций (2 и 5 на рис. 3.26) по команде УУпр через шифратор сигналов обратной связи ШСОС передается по обратному каналу ;(А9, А10, А13, А14). В передатчике ст. А они после дешифратора ДСОС запоминаются в накопителе адресов запрошенных блоков Надр. З (А15...А17). Под управлением УУпер в соответствии с этими адресами из Нm пер по прямому каналу передаются нужные комбинации с адресами. Источник информации при этом соответственно блокируется УУпер (А18...А20).

Принятые на ст. Б повторенные комбинации опять проверяются на наличие ошибок, а сопровождающие их адреса записываются в Надр. И и сравниваются с адресами искаженных комби­наций (А21, А22). Если ошибок ни в адресах, ни в комбинациях нет, то принятые комбинации записываются в соответствующие регистры Нm пр (А23). Если обнаруживается ошибка в адресе или в комбинации, то процесс переспроса повторяется.

Рис. 3.25. Алгоритм системы ПД с РОС-АП:

А1 — запрос очередного блока комбинаций от ИС; А2 — запись очередного блока в Нm пер; A3 — кодирование; А4 — передача по прямому каналу связи ПК; А5 — прием из ПК; А6— декодирование; А7—запись одной комбинации (информационной части); в H1; A8—запись комбинации в Нm пр из H1; A9—контроль конца передачи блока комбинаций; А10—проверка занятости регистров Нm пр; All—выдача блока из Нm пр к ПС; А12—формирование сигнала подтверждения; А13 — формирование сигнала переспроса с адресами искаженных комбинаций и запрещение выдачи блока комбинаций из Нm пр к ПС; А14 — передача по обратному каналу; А15—прием из обратного канала; А16—дешифрование сигнала ОС; А17—стирание предыдущего блока комбинаций в Надр. З; А18—блокировка ИС и запись адресов запрещенных комбинаций в Надр. И; А19—извлечение из Нm пер комбинации по принятым адресам; А20 — повторение передачи запрошенных комбинаций с адресами; А21 - запись адресов повторенных комбинаций в Надр. И; А22 — сравнение адресов искаженных комбинаций с адресами в Надр. И и определение ошибки в повторенных комбинациях; А23—определение адреса комбинации с ошибкой, запись адреса в Надр. И и стирание комбинация из H1

Рис. 3.26. Временная диаграмма работы системы ПД с РОС-АП

Когда все регистры накопителя Hm np будут заполнены, что свидетельствует о правильном приеме всего блока (или с необнаруженной ошибкой), то УУпр формирует и передает по обратному каналу сигнал подтверждения, а информация из Hm np выдается ПС (All, A12). Получив сигнал подтверждения, УУпер разрешает ИС выдать очередной блок информационных комбина­ций и стирает предыдущий блок в Hm np.

Выражения для расчета скорости передачи и вероятности ошибочного приема комбинации в системе с РОС-АП при идеальном обратном канале получается аналогично тому, как это было сделано выше для системы с РОС-ОЖ, а именно:

,

где tср—среднее время, затрачиваемое на переспросы и ожидание сигнала подтверждения при передаче одного блока из m комбинаций.

Достоинством систем с РОС-АП помимо уменьшения потерь времени на повторения, является практически полная независимость (при условии накопителя большой емкости) от длины линии, что особенно существенно, например, при передаче по космическим каналам связи (через ИСЗ). Кроме того, если потребитель информации допускает браковку нескольких знаков в ко­дограмме при условии указания адресов забракованных знаков, то системы с РОС-АП позволяют обеспечить при этом более эффективное использование пропускной способности канала по сравнению с системами с РОС-НП. Действительно, в системах с РОС-НП, несмотря на наличие указанного допущения, число забракованных знаков путем переспросов все равно будет дово­диться до нуля, а в системах с РОС-АП алгоритм может быть построен так, что подтверждение на прием блока (квитанция) будет выдаваться в том случае, когда число забракованных зна­ков в кодограмме не превышает установленного ПС предела.

Рис. 3.27. Структурная схема системы ПД с ИОС-ОЖ (укороченная ИОС):

УС — устройство сравнения; СС — служебный сигнал

Недостатком систем с РОС-АП является более сложный ал­горитм обработки информации в передатчике и приемнике аппа­ратуры ПД по сравнению с алгоритмом систем с РОС-НП и, как следствие, большая сложность технической реализации. Кроме то­го, трансформация служебных команд информационных кодовых комбинации в служебные и обратная трансформация служебных команд могут приводить к искажениям сообщений, вставкам и выпадениям. Поэтому применяются меры по защите служебных команд от искажений, что влечет за собой некоторое снижение скорости передачи информации. В связи с вышеизложенным при­менение систем с РОС-АП экономически было оправдано толь­ко на линиях большой протяженности и с высокой вероятностью ошибок.

Применение программных методов позволяет преодолеть связанные со сложностью алгоритма недостатки, что открыло дорогу внедрению систем РОС-АП в практику.

Перейдём теперь к различиям в способах коммутации пакетов, т. е. реализации 3-го уровня ЭМВОС. Здесь различия наиболее существенные.

В архитектуре МСЭ-Т за маршрутизацию (доставку пакетов по адресу) отвечает третий (сетевой) уровень (Рек. Х.25). Предусматривается создание виртуальных соединений или каналов от источника до получателя, а затем по этому соединению передаются пакеты. Такой режим называется виртуальным режимом КП и по принципам напоминает традиционную коммутацию каналов (КК). В архитектуре TCP/IP реализуется другой подход, называемый дейтаграммным режимом КП. Этот режим резко упрощает задачу маршрутизации, но порождает проблему сборки сообщений из пакетов, т. к. пакеты одного сообщения могут доставляться по разным маршрутам и поступать к получателю в разное время. Дейтаграммный режим КП по принципам напоминает коммутацию сообщений (КС).

1.1.4 Коммутация каналов и пакетов

Рассмотрим разницу между видами коммутации, используемыми в современных сетях.

В результате любого установления соединения в сети с коммутацией каналов появляется отдельный физический коммуникационный канал, соединяющий аппаратуру вызвавшего и вызванного абонентов и используемый в течение всего периода вызова иск­лючительно двумя указанными абонентами. Примером сети с коммутацией каналов может служить коммутируемая телефонная сеть общего пользования (КТСОП); все соединения, установленные с помощью КТСОП, являются фактически соединениями типа коммутации каналов.

В контексте передачи данных для соединения коммутацией каналов ха­рактерна эффективность обеспечения пользователей каналом, обладающим фиксированной скоростью передачи данных, что вынуждает обоих абонентов работать с той же скоростью. Кроме того, прежде чем передавать данные по такому соединению, необходимо сначала установить само это соединение в сети. В настоящий момент время, требуемое для установления соединения в КТСОП, относительно велико (десятые доли секунды), что обусловлено типом аппаратуры, используемой в каждом коммутаторе. Поэтому при передаче дан­ных сначала устанавливают соединение, которое затем держат открытым на период всей транзакции. Однако с появлением новых управляемых компьютерами коммутаторов в сочетании с применением цифровой передачи по всей сети время установления соединения в КТСОП станет значительно короче (десятые доли миллисекунды). Более того, распространение цифровой пере­дачи и на аппаратуру абонента означает, что на выходных точках каждого абонента станут доступны высокоскоростные (порядка 64 кбит/с и выше) коммутируемые тракты передачи данных. Поэтому станет возможным при­менение аппаратуры пользователя, не прибегая к модемам. Образованную в результате цифровую КТСОП можно рассматривать и как сеть данных с коммутацией каналов СДКК. Поскольку такая сеть может обеспечить цифровое представление как речи (голоса чело­века), так и данных, то она может рассматриваться и как цифровая сеть с интеграцией услуг (ЦСИУ).

Хотя время установления соединения в полностью цифровой сети с ком­мутацией каналов сравнительно невелико, все же получающееся в результате соединение обеспечивает только фиксированную скорость передачи данных, с которой оба абонента должны передавать и получать данные. В отличие от этого в сетях с коммутацией пакетов два взаимодействующих абонента (ООД) могут функционировать с различной скоростью, так как скорость, с которой данные передаются через интерфейс в сеть, независимо определяется аппара­турой каждого из абонентов. Кроме того, в сетях с коммутацией пакетов ника­кое физическое соединение не устанавливается. Вместо этого исходный ООД сначала собирает все подлежащие передаче данные в один или несколько блоков сообщений, называемых пакетами; эти пакеты содержат сетевые адре­са и исходного, и приемного ООД. Затем исходный ООД передает последова­тельно эти пакеты своему локальному центру с коммутацией пакетов (ЦКП). Последний, получив каждый пакет, сначала записывает его в свою память (запоминает пакет), а потом исследует содержащийся в пакете адрес требуе­мого получателя. Каждый ЦКП содержит справочник маршрутов, специфици­рующий выходные пути (звенья данных) каждого сетевого адреса. Таким обра­зом, ЦКП, получив пакет, продвигает его дальше по соответствующему звену с максимально возможной скоростью. Этот режим функционирования называ­ют часто режимом передачи пакетов с промежуточным накоплением.