Exemple probleme td
-
Upload
ovidiu-gheorghe -
Category
Documents
-
view
245 -
download
4
description
Transcript of Exemple probleme td
-
2 ELEMENTE DE TEORIA INFORMAIEI
2.1 Elaborarea tiinific a conceptului de informaie
Exemplul 2.1 : O sursa emite la intervale egale de timp un mesaj din 5 posibile (m1, , m5) cu
probabilitaile 1p = , 2p = 1/4, 3p = 1/8, 4p = 1/16; 5p = 1/16.
Se cere sa se determine informaia coninut n fiecare mesaj.
Soluie :
)( imI = -log2 2p
i deci:
)( 1mI = 1 bit;
)( 2mI = 2 biti;
)( 3mI = 3 biti;
)( 4mI = )( 5mI = 4 biti
2.2 Caracterizarea entropic a sistemelor de transmitere de date
Exemplul 2.2: Se considera sursa discreta care emite la fiecare milisecunde un simdin cinci simboluposibile, cu probabilitaile 1/2, 1/4, 1/8 , 1/16 i 1/16. Se cere entropia sursei i viteza de transmitere. Soluie :
[bit/s] 1875875,11000V
l][bit/simbo 875,1
16
1log
16
12
8
1log
8
1
4
1log
4
1
2
1log
2
1log)(
S
5
111
SS
iS
HV
ppXHH
-
2.2.1 Modele statistice pentru sursele de informaie
Exemplul 2.3: Se consider o surs de informaie avnd ca model un proces Markov aleator, ergodic i discret, cu graful asociat prezentat n fig.2.6. Se cere s se calculeze entropia sursei i informaia medie pe
simbol coninut n mesaje de 1, 2 i respectiv 3 simboluri, adic 321 ,, GGG .
Fig.2.6
Soluia: In fig.2.7 se prezint diagrama arbore desfurat pn la a evidenia secvenele de trei simboluri, iar n tabelul 2.2. se listeaz probabilitile de apariie ale tuturor mesajelor de diferite lungimi, calculate dup modelul sugerat n legtur cu exemplul din fig.2.5.b.
Fig.2.7
C
1 / 4 B
A 3 / 4
3 / 4
C
1 / 4
1 2
A 3/4
C 1/4
AA AAA
AAC
1
2 1
A 3/4
C 1/4
AC ACC
ACB
1
2 1
C 1/4
B 3/4
CC CCA
CCC
1
2 1
A 3/4
C 1/4
CB CBC
CBB
1
2 1
C 1/4
B 3/4
CA CAA
CAC
1
2 1
A 3/4
C 1/4
CC CCC
CCB
1
2 1
C 1/4
B 3/4
BC BCA
BCC
1
2 1
A 3/4
C 1/4
BB BBC
BBB
1
2 1
C 1/4
B 3/4
1
2
1
2
A 3/4
C 1/4 C 1/4
B 3/4 A 3/4
C 1/4 C 1/4
B 3/4
1
2
1/2
1/2
C 1/4
B 3/4
-
Tabelul 2.2.
Mesaje de lungime 1
Mesaje de lungime 2
Mesaje de lungime 3
A (3/8) B (3/8) C (1/4)
AA (9/32) AC (3/32) CC (2/32) CB (3/32) CA (3/32) BC (3/32) BB (9/32)
AAA (27/128) AAC (9/128) AAC (3/128) ACB (9/128) CCA (3/128) CCC (2/128) CBC (3/128) CBB (9/128) CAA (9/128) CAC (3/128) CCB (3/128) BCA (9/128) BCC (3/128) BBC (9/128) BBB(27/128)
Pe baza relaiilor [2.30] i [2.31], se calculeaz:
)(........).........1(
..................................
)(........).........1(
........).........1(
22
11
mpp
mpp
mpp
nn
8113,02
1
2
121 HHH [bit/simbol]
Calculnd informaia medie coninut n cele 7 pasaje de dou simboluri, se obine:
83,1)()( BBIAAI bii,
415,3)()()()( CAICBIACIBCI bii,
4)( CCI bii
Pondernd aceast informaie cu probabilitatea corespunztoare se obine 2,5598 bii, deci:
2799,12
5598,22 G [bii/simbol]
Cititorul va verifica 1G =1,5612 [bit/simbol] i 3G =1,097 [bit/simbol]. Se constat c HGGG 321 , i
deci se poate deduce c NG - H cnd N -8.
-
2.3 Caracterizarea entropic a canalelor de comunicaie Exemplul 2.4: S se calculeze capacitatea i debitul mediu pentru un canal binar simetric care emite simboluri
echiprobabile cu viteza de 1000 simbol/s, dac probabilitatea de recepie eronat este: 1,0p i 4,0p .
Soluie :
Entropia sursei: simbolbitXH /12
1log
2
1
2
1log
2
1
Debitul sursei: sbitXHvV SS /1000 Echivocaia: ppppYXH 1log1log/
Informaia medie:
4,0029,0
1,0531,0/,
ppentru
ppentruYXHXHYXI
Debitul mediu pe canal:
4,0/29
1,0/531
ppentrusbit
ppentrusbitDt
Capacitatea canalului:
4,0029,0
1,0531,0
ppentrubit
ppentrubitC
Capacitatea coincide cu transinformaia, pentru c 2/110 YpXp . Calculul se poate face astfel:
2
1
2
1
2
11
11|000|00
pp
XpXYpXpXYpYp
Un alt model de canal utilizat n telemecanic este canalul binar cu zona de anulare, care are 2 simboluri
n alfabetul de intrare 1,0 21 xx i 3 simboluri n cel de ieire *,1,0 321 yyy - stare indiferent distinct). Schema din fig.2.9:
pqpq
pqqp
1
1
permite examinarea cazului particular n care 0q , adic 1y nu poate proveni dect din 1x , iar 2y doar
din 2x i pentru care se calculeaz:
pCCZA 1 (2.35)
x1
p
p
1-p-q
1-p-q
q
q
y3
y2 x2
y1
Fig.2.9
-
2.4 Canale continue
2.4.1 Entropia unei legi continue
2.4.2 Capacitatea canalului continuu
Exemplul 2.5: Se cere raportul ZS / minim pentru a transmite date cu viteza de 10000 bit/s pe un canal
cu banda HzB 30001 , respectiv kHzB 102 .
Soluie :
1/;9/12/
21
/
ZSZS
ZSBC
Se constat c o restrngere a benzii de la 10 la 3 kHz necesit creterea de 9 ori a puterii semnalului. Un alt aspect interesant al teoremei H - T - S este acela al compresiei de band. Problema ridicat este aceea de a putea transmite un semnal analogic avnd frecvena maxim din spectru
mf pe un canal cu mfB .
Acest lucru este posibil; de exemplu, eantionnd semnalul cu o frecven de eantionare mf3 i,
cuantiznd pe M nivele fiecare eantion, alegnd o putere adecvat a canalului se poate obine o capacitate MfC m 2log3 .
De exemplu, pentru un canal cu 2/mfB , i pentru 64M , ar fi necesar un raport ZS / de circa 109
dB (valoare nepractic, dar teoretic compresia cu factorul 2 a benzii apare ca posibil). O alt concluzie este aceea c un canal fr zgomot are o capacitate infinit. Acest rezultat teoretic este amendat de practic, unde zgomotul nu este niciodat absent. Mai mult, capacitatea canalului nu poate
crete orict, numai prin mrirea benzii B a canalului, dac puterea ( ZS / ) rmne aceeai. Capacitatea temporal a canalului are o limit ce se calculeaz. n acest scop fie BZ * , unde 2/ este
densitatea spectral de putere a zgomotului. Avem:
SB
B
SS
B
S
S
BS
B
SBC
1log1log1log
Cnd eS
CB log,
, deci:
SC
B44,1lim
Vom numi sistem de comunicaie ideal, acel sistem care transmite cu debitul:
SBD 1log
Exemplul 2.6: Un terminal CRT este utilizat pentru a introduce caractere alfanumerice ntr-un calculator, folosind o conectare pe linie telefonic cu banda KHzB 3 i raport ( ZS / ) la ieire egal cu 10. tiind c pot fi
transmise 128 caractere i c datele se transmit n secvene independente echiprobabile, se cer: capacitatea canalului i viteza maxim (teoretic) de transmisie a datelor fr riscul de a avea erori. Soluie :Capacitatea temporal:
-
sbitZ
SBC /1037811log30001log
Informaia medie pe caracter:
caracterbitiH /7128log Viteza maxim Sv : CHvV S ,deci scaracterevS /1482
-
3. Caracteristicile canalelor de comunicaie
3.2. Evaluarea performanelor transmisiei pe canale cu suport metalic
3.2.1. Atenuarea global
Exemplul 3.1: Zgomotul msurat la recepia terminal a unei linii este 46 dBm. Pierderea de semnal pe linie este 12 dB. Datele au fost transmise la intrarea n canal cu 10 dBm. Precizai dac un raport semnal-zgomot
dBZS 10 e satisfctor.
Soluie:
Nivelul de recepie 221210 dBm
242246 ZS dB Marginea de siguran: 141024 dB este satisfctoare. Exemplul 3.2: Calculai puterea i nivelul semnalului pe un canal telegrafic dintr-un sistem cu
multiplexare ce asigur 24 de canale simultan lucrnd la +7TLP. Se presupune 0TLP 13 dBm. Soluie:
0lg1013 mWP
310500
mWP mW (puterea total disponibil)
Pentru un singur canal telegrafic:
8,268,131324lg10lg1024lg10000 mWmW
PPdBms
= Nivel la 0TLP
WPP mWcanal 08,2240 Putere la 0TLP
La +7TLP:
Nivelul global 6137 dBm
mWPlg106 mWPmW 25,0 puterea total
WPP mWe 4,1024 puterea pe un singur canal.
-
3.3. Fibra optic ca mediu de comunicare 3.3.1. Marja de transmisie
EXEMPLUL 3.3: Se cere s se proiecteze un sistem optic de comunicaie care s respecte urmtoarele cerine:
- viteza de transmisie = 44,7 Mbit/s (22,35 MHz, format NRZ) - distan = 4 km - probabilitatea de eroare remanent (BER) = 10-8 - S/Z = 12 dB (optic); 24 dB - banda total = 50 MHz = 200 MHz/km
SOLUIE: a) Alegerea sursei:
Se alege un laser cu rejecie ILD cu putere medie 10 dBm la 300 mA. Puterea transmis n fibr: 2 dBm (8 dBm pierderi n conector).
b) Alegerea detectorului: Se alege un detector fotodiod avalan APD, cu caracteristicile:
- S/Z (la BER=10-8) = 12 dB - pierderi n conector = 1 dB - NEP (formula 3.28) la 50 MHz = -48 dBm - sensibilitate = -35 dBm
c) Alegerea cablului: - atenuarea = 6 dB/km - pierderi pe cablu = 24 dB - pierderi n conector = 6 dB
d) Calculul excedentului de putere: - nivelul optic al receptorului: r = a c = 12 30 = -18 dB - excesul = r-(-b)=-18+35=17 dB
CONCLUZIE: excesul de putere obinut la o vitez de 44,7 Mb/s duce la creterea (S/Z) la circa 20 dB i deci BER scade la circa 10
-12.
total pierderi 30 dB
-
4 Prelucrarea semnalelor informaionale
Exemplul 4.1:
Un emitor ce foloseste MA pentru transmiterea unui mesaj sinusoidal are puterea medie de emisie 10
kW. Calculai eficiena transmisiei i puterea medie necesar pentru transmiterea purtatoarei, dac
indicele de modulaie este 0,707. Se transmit ambele benzi laterale.
Solutie: Considerm mesajul: ( ) (1 0,707cos )cosm p m ps t A t t
2 1 10,25
2 2 2m
mP
0,25/(1 0,25) 0,2e , adica 20%, Pp=ePmedie, 0,2 10 2pP kW
Se poate verifica c: 2 2(2) /( 2) 1/ 2 /(1/ 2 2) 0,2m m adic acelai rezultat.
Exemplul 4.2:O purttoare cu frecvena de 20 MHz este modulat cu un semnal sinusoidal, astfel nct
deviaia maxim de frecvena este 100f KHz .Determinai indicele de modulaie i aproximai banda
total TB a semnalului MF, dac semnalul modulator are frecvena: a) 1KHz ; b) 50 KHz ; c) 500 KHz.
Solutie: 20 ; ( sin ) /p m mf MHz f m mesaj usoidal f f 5 310 /10 100m ,
2 100 1 1 202TB KHz : - modulaia se spune c este de band larg (MFBL)
5 310 /50 10 2m ; 2 2 1 50 300tB KHz : - deoarece m e aproape de 1, nu se recomanda
ca metod de modulaie.
5 510 /5 10 0,2m ; 2 0,2 1 500 1,2TB MHz : - n acest caz 2 1T mB f MHz i
modulaia se spune c este de band ngust (MBFI).
Exemplul 4.3: Comparai puterea transmis i banda necesar pentru un sistem MP i un sistem MA, ambele proiectate
ca s ofere dB 60d
ZS . Mesajul ce trebuie transmis are banda MHz 5mf i respect condiiile:
mm PtxEts 21,1max 2 . n canal apare un zgomot de dispersie HzWatt 105 14 , iar canalul introduce o atenuare de 60 dB.
Indicele de modulaie n amplitudine este 1m , iar raportul deviaiei la MF este 5D . Solutie: a) Pentru MF: banda necesar (regula lui Carson)
-
MHz 6056212 mT fDB puterea transmis (din relaia 4.89)
6
614
2
1010510
2153
r
d
PZS
Rezult W 7501rP
Pentru o atenuare de 60 dB: 133310* 6 rT PP Watt
b) Pentru MA: banda necesar: MHz102 mT fB puterea transmis din relaia (4.40)
1001510510
3110
614
6
rr
dP
PZS
Deci kW 150106 rT PP
-
4.3.2 Sisteme de transmisie de date binare cu MAI
Exemplul 4.4: S se proiecteze un egalizor cu 3 etaje, cu scopul de a reduce IIS la un semnal recepionat cu alura din fig. 4.66.
Solutie : sistemul de ecuaii care ofer coeficienii:
1
0
1
12,01,0
1,012,0
01,01
0
1
0
c
c
c
cu soluia:
-0,096061 c 0,96060 c 0,20171 c
Cu aceti coeficieni, valorile formei de unda egalizate, la momentele de eantionare, sunt:
0(-3) egp ; -0,0096(-2) egp ; 0(-1) egp ; 1(0) egp ; 1(1) egp ; 0,0577(2) egp ;
0,02016(3) egp ;
1
0,1
0 TS 2TS 3TS -TS -2TS -3TS
Fig. 4.66
t
0,1
-
5. Utilizarea codurilor n transmisia de date
Exemplul 5.1: Se consider pentru sursa prezentat n tabelul 5.1 urmtoarele probabiliti de apariie a mesajelor: p1 = 0.5, p2 = 0.25, p3 = p4 = =0.125. Se cere s se determine eficiena fiecrui cod.
Soluie : Entropia sursei va fi:
bii. Pentru codul A, lungimea medie a cuvntului va fi: , deci:
Codurile B i C au aceeai lungime medie,
Pentru codul D avem: ca atare: Codurile cu eficien egal cu unitatea, deci care au lungimea medie minim, se numesc coduri absolut optimale.
Exemplul 5.2: Pentru un cod de lungime n = 4 i un canal cu p = 10-3, se cere numrul de erori simplu
i duble care pot fi detectate.
Soluie: O eroare singular apare cu probabilitate aproximativa de 4p = 0.004 . Din 105 cuvinte
emise, 400 se recepioneaz n medie eronat i nu pot fi depistate.
Dac se adaug un bit de control (n = 5, m = 4, k = 1), probabilitatea de a nu detecta eroare singular
este 0 i rmne probabilitatea de a nu detecta erori duble de aproximativ . Din 105
cuvinte emise, unul singur poate fi recepionat ca bun, dei este eronat. Probabilitatea de eroare s -a
micorat de 0.004/10-5 = 400 ori, pentru o cretere a redundanei de 20% ( = 4/5 = 80%).
Tehnica de control de paritate poate permite i corectarea unei erori, prin aa numitul control de
paritate ncruciat. Acest sistem de control const n separarea unui text de n2 simboluri ntr-un
ptrat cu (n+1)2 simboluri din care 2n + 1 asigur controlul de paritate. De exemplu, pentru n = 3,
succesiunea 101, 110, 001 poate fi scris:
4781log8241log4121log21log ii ppH
2An 811;872log247 AAA
151
1514875,175,1
.875,14125,03125,0225,015,0
CB
CB
CB nn
75,13125,0225,015,0 Dn
.0
12log75,175,1
D
D
5225 10
pC
-
LRC
1 1 0 0
0 1
0
*
1_
1 0 1 0
VRC 0 0
0
_
1
astfel nct s fie paritate par att pe linii ct i pe coloane. Modificarea unui singur bit (*) din cele
trei cuvinte de mesaj implic modificarea a doi bii de control (-), astfel nct poziia s poate fi
localizat. Un caz tipic de control simplu de paritate este acela la care un ir de N cuvinte de lungime
fix (7 bii) primesc fiecare un al optulea bit de control de paritate, pe vertical (VRC Vertical
Redundancy Check). Un cuvnt N+1 asigur pe fiecare linie un control de paritate orizontal (LRC
Longitudinal Redundancy Check). Dei simplu, procedeul are o redundan ridicat, cu att mai mic
cu ct N este mai mic. De aceea, s-au elaborat tehnici mai complicate de control, dar cu eficien
mai mare.
Exemplul 5.3: Fie 1)( 3 xxxf ireductibil pe K; folosind 13 cele 7 elemente )12( 3 ale
extensiei sunt )(K :
1
1
1
1
7
26
25
24
3
2
rdcini ale polinomului 17 x . Deoarece o rdcin este suficient pentru a cunoate toate cele n rdcini, rezult c
))...()(()( 122 n
xxxxf , reductibil pe K este complet rezolvabil pe )(K . Polinomul )(xf
se numete primitiv.
Construcia codurilor ciclice se bazeaz pe descompunerea polinoamelor 1nx , n factori ireductibili pe K.
Pentru a nu ngreuna expunerea legat de descompunerea 1nx , cu 12 n se renun la o tratare sistematic pentru a prezenta cteva proprieti i un exemplu.
-
1. Dac n e impar, 1nx nu are rdcini multiple i are cel puin o rdcin , celelalte
rdcini fiind puterile succesive 1,...,1,0, nii . 2. Descompunerea n factori ireductibili:
)...()(1 21 xfxfx iin
se bazeaz pe faptul c polinomul )(xf q , care admite c rdcina )( nqq admite n mod
egal i ptratele ,...,222 qq i ntruct 1...2 nn , ansamblul exponenilor
,...]2,2,[ 2 qqqQ este cel al claselor de resturi modulo nQn /: .
Deci:
nQi
iq xxf
/
)()( i )(1 xfxq
qn
Orice produs de factori )(xf q e divizor al lui 1nx .
Remarc: dac q i n au divizori comuni, atunci )(xf q este de exponent 'n ( dnn /' , unde
d=c.m.m.d.c. al lui n i q, i )(xf q divide 1nx ).
Exemplul 5.4: S se descompun n factori ireductibili 115 x . Soluie:
r=4, n=15. Dac e o rdcin a polinomului 115 x , atunci avea ansamblul celor 15 rdcini: 14,...,,1 care se poate mpri n clase modulo 15/:15 Q .
)(;0 0 xfq are doar o rdcin 0,10 Q ;
}8,4,2,1{15/;1 Qq i )(1 xf are rdcinile ],,,[842 , primitiv de gradul 4;
}9,12,6,3{15/;3 Qq i )(3 xf are rdcinile ],,,[12963 ,
)(3 xf e de gradul 4 dar de exponent 53/15 , deci divide 15 x , deci
1)1/()1()( 23453 xxxxxxxf ;
}10,5{15/;5 Qq , )(3 xf e de grad 2 cu rdcinile 5 i 10 , care sunt de ordin 3 (divid 13 x ),
deci 1)1/()1()( 235 xxxxxf ;
}11,13,14,7{15/;7 Qq , )(7 xf e de gradul 4 cu rdcinile 1413117 ,,, i e primitiv; avnd
rdcini inverse fat de 1f : 1...8711413214 .
Cele dou primitive nedeterminate nc sunt:
1)(
1)(
347
41
xxxf
xxxf
i deci: )1)(1)(1)(1(1 34234215 xxxxxxxxxx
-
Exemplul 5.5: Probabilitatea de eroare a unui CBS este: cmedne rPQqP /2 . Informaia se
transmite sub forma unor cuvinte de 7 bii necodate sau de 15 bii, codate cu codul BCH (15.7) corector de dou erori. Se cere s se compare probabilitile de eroare de bit i de mesaj n cele dou situaii i s
se traseze grafic n funcie de Bmed rP / , dac medP i rB sunt aceleai pentru ambele situaii.
Soluii: nn=15; m=7; t=2;
cce
cce
cbe
ccc
ce
nn
ce
Bmednbe
PPP
qqcP
qP
rPQqP
2,015/3
)1(
)1(1
)/2(*
123315
7
Diagramele sunt prezentate n figura 5.30:
Concluziile ce se pot trage din examinarea figurii 5.14 sunt:
orice transmisie codat duce ntotdeauna la o probabilitate de
eroare n canal mai mare, dar diferena devine semnificativ doar dac 8/ Bmed rP ;
codarea nu este justificat oricnd: de exemplu la rB i fixate, o probabilitate de eroare de
cuvnt este 510 nseamn o economie de 3 dB de putere, dar dac 310cceP , economia e de
numai 1 dB. Se poate reduce eP dac la medP i dai, se reduce viteza de transmisie.
Pe de alt parte, relaia (5.48) dedus din teorema fundamental a lui Shannon indic necesitatea creterii lui n i ntr-adevr se pot utiliza coduri polinomiale de mare lungime. Avizul V41 (CCITT) recomand
lungimile: 260, 560, 980, 3860 bii cu polinomul generator 1)( 51216 xxxxg codurile de acest
tip detectnd toate blocurile cu numr impar de erori i toate pachetele de lungimi ce nu depesc 16 bii.
2 4 8 10 6
10-5
10-2
10-3
10-4
10-1
Probabilitatea
de eroare
B
med
r
P
qn
qc
Pnce
Pcce
Fig. 5.30
-
Relaiile (5.47) i (5.88) reprezint limitrile (marginile) Hamming, respectiv Plotkin, care furnizeaz pentru coduri grup (n,m) relaia dintre viteza de transmisie (legat de capacitatea canalului i reprezentat prin raportul m/n) i capacitatea de corecie a erorilor, definite prin raportul d/2n (unde d este distana Hamming), aa cum se poate vedea n fig. 5.31., unde a fost luat n consideraie transmisia pe canal binar simetric.
Definind codul perfect (sau strns mpachetat) ca fiind codul binar format din mulimea claselor
alturate, care coincid cu mulimea tuturor succesiunilor de pondere k
(sau mai mic) pentru orice k i codul optimal ca fiind codul pentru care probabilitatea erorii nu e mai mare dect probabilitatea erorii pentru orice alt cod cu acelai numr de simboluri i cu acelai numr de simboluri informaionale, se constat c toate codurile perfecte se afl pe marginea Hamming. n funcie de viteza de transmisie codurile se pot afla pe diferite margini. Astfel, codurile BCH sunt pe marginea Hamming la viteze mari de transmisie i sunt optimale, dar se situeaz pe marginea Plotkin la viteze mici de transmisie. Din categoria codurilor optimale mai fac parte i codurile Golay, Fire i codul cu transmiterea repetat a unui simbol (un cod care transmite fiecare simbol de (
12 m ) ori corecteaz (m) erori). Dintre codurile ce satisfac marginea Plotkin mai utilizate sunt codurile Read-Muller i Mac Donald. n fine, menionm c exist o categorie de coduri (Elias) care sunt singurele la care viteza de transmisie nu scade la zero cu creterea lui n. Pentru detalii se pot consulta [18], [19].
0 0,1 0,2 0,4 0,3 0,5
0,2
0,4
0,6
0,8
1
Marginea Plotkin
Marginea Hamming
0,156 Fig. 5.31
-
6. ORGANIZAREA SISTEMELOR DE TRANSMISIE DE DATE
Exemplul 6.1: S se determine lungimea optim a blocului de date i eficacitatea transmisiei cu strategia st i ateapt pe in canal semi-duplex cu D=4800 bii/s, tp=2 ms, tr=100 ms, dac se folosete pentru detecie un cod ciclic cu polinom generator de 16 bii i 56 de bii suplimentari s, dac probabilitatea de eroare rezidual este pe=10
-4, respectiv 10
-5.
Soluie: u=16+56+2*4800*10
2*10
pentru pe=10-4
, m*=2760, Def=2625 bii/s, Def/D=54 %
pentru pe=10-5
, m*=9740, Def=3930 bii/s, Def/D=52 %
-
8 .SISTEME DE TRANSMITERE DE DATE N
CONDUCEREA PROCESELOR
8.1 Transmisia de date n sisteme ierarhizate de conducere a proceselor Exemplul 8.1
Se va calcula indicele de conexiune E , indicele de activitate A i debitul eficace mediu mD pentru o
conexiune permanent cu N = 15, T = 180 s, n = 3, l = 650 caractere, D = 2400 bit/s (caractere de 10 bii).
Erlang75.03600
180*15E
04.0240*180
650*3A
s] / [caractere803600
650*3*15mD
n tabelul 8.3 se prezint clasificarea diferitelor tipuri de concentrare a traficului n funcie de valorile indicilor E i A. n general, E sczut permite alocarea aceluiai circuit pentru diveri utilizatori (comutaia de circuite), iar A sczut indic posibilitatea de utilizare a unor tehnici de alocare dinamic. Vom meniona n final c printre alte criterii de performan ce trebuie avute n vedere, importante sunt capacitatea de dezvoltare ulterioar a reelei (sistemului teleinformatic) i disponibilitatea acesteia.
Tabelul 8.3
E A Tip de trafic sau de aplicaie
Grad de concentraie
Aproape de l
Aproape l Telemsur, conducere procese
Nul (legturi punct la punct)
Sczut Sisteme n timp real Conducere procese de fabricaie
Comutaie de pachete Legturi multipunct Concentratoare
Sczut
Aproape l Transmisie de mesaje lungi
Comutaie de circuite
Sczut Conversaional pe durat mic
Concentrare dubl prin comutoare de circuite i pachete