CC BY
17
МЕХАНИЗМ УПРАВЛЕНИЯ СКОРОСТЬЮ ПЕРЕДАЧИ СООБЩЕНИЙ КАК ПОДХОД К СНИЖЕНИЮ ГАРАНТИРОВАННОГО ВРЕМЕНИ ДОВЕДЕНИЯ В ОДНОСТОРОННЕЙ ЦИРКУЛЯРНОЙ РАДИОСЕТИ ОПОВЕЩЕНИЯ
Цимбал Владимир Анатольевич,
д.т.н., профессор, профессор кафедры автоматизированных систем управления
Филиала военной академии РВСН имени Петра Великого, г. Серпухов, Россия, tsimbalva@mail.ru
Попов Михаил Юрьевич,
к.т.н., докторант Филиала военной академии РВСН имени Петра Великого, г. Серпухов, Россия, vetoiskin@mail.ru
Подлегаев Александр Вячеславович,
старший преподаватель кафедры автоматизированных систем управления
Филиала военной академии РВСН имени Петра Великого, г. Серпухов, Россия, vetoiskin@mail.ru
Аннотация
Предметом исследования является подход к снижению времени гарантированного доведения сообщения в односторонней циркулярной сети оповещения с повторениями и накоплением информации на базе механизма управления скоростью (МУС) передачи повторов сообщения (кадров), учитывающего вклад в достоверность доведения, формируемого при мажоритарной обработке накапливаемых повторов сообщений в логическом приемнике абонентской станции сети.
В результате исследования установлено: существует «баланс» между значениями скоростей передачи повторов сообщения, временем доведения и вероятностью доведения сообщения в рассматриваемой системе.
Установлено, что доведение повторами и накопление их в логическом приемнике абонентской станции сети определяет алгоритм повышения достоверности (алгоритм дообработки мажоритарными проверками). Данный алгоритм формирует потенциальные возможности радиотракта в части достоверности принимаемой информации, реализовать которые может разработанный МУС передачи повторов сообщений в рассматриваемой радиосети.
Разработан МУС путем постановки и решения оптимизационной задачи, представляющей собой систему уравнений и неравенств. Данная система включает: 1) функцию вероятности доведения сообщения с учетом работы реализованного алгоритма, повышающего достоверность, от скоростей передачи повторов сообщений; 2) функцию времени доведения сообщения от скоростей передачи повторов сообщений (является минимизируемой функцией); 3) неравенства-ограничения - логические условия нахождения искомых аргументов (скоростей передачи сообщений); 4) начальные приближения аргументов. Функции вероятности доведения и времени доведения являются целевыми. Система решена численным методом, в результате решения получены распределения скоростей передачи повторов сообщений, обеспечивающие требования по вероятности доведения. Обоснованы теоретические границы применимости МУС в зависимости от вероятности ошибки элементарного символа в канале связи. Произведена оценка полученных результатов. Выявлено, что МУС может быть использован в односторонних системах передачи данных с повторениями и накоплением информации, использующих помехоустойчивое кодирование для снижения гарантированного времени доведения.
Ключевые слова: командная радиосеть; механизм управления скоростью передачи повторов сообщения; оптимизация.
Введение. Назовем рассматриваемую одностороннюю циркулярную сеть оповещения с повторениями и накоплением информации командной радиосетью (КР) [1]. Подход, представленный в статье, формирует «баланс» между значениями скоростей передачи физических повторов сообщений (ФПС) (кадров) [2]), временем доведения (td<x) и вероятностью доведения сообщения (Рдов) в КР. «Баланс» возможен в связи со следующим теоретическим противоречием: с увеличением скорости передачи ФПС (V) уменьшается (/ в) (улучшается оперативность), но уменьшается отношение сигнал/шум на входе приемного устройства, что снижает вероятность битовой ошибкир что понижает (Рдо), и наоборот. Найти «баланс» возможно посредством введения механизма управления скоростью (МУС) передачи ФПС. МУС может существовать в связи с особенностями организации процесса доведения сообщения в КР и реализованного алгоритма повышения достоверности в блоке логической обработки (БЛО) логического приемника (ЛП) абонентской станции (АС) КР. Процедура повышения достоверности построена на базе поразрядного мажоритирования накапливаемых ФПС и представляет собой алгоритм дообработки мажоритарными проверками (МП) (АДМП) [3]. Таким образом, МУС использует «запас» достоверности, формируемый АДМП на шагах процесса доведения, для изменения скорости передачи ФПС при фиксированной вероятности доведения сообщения.
Вербальное описание процесса доведения. Доведение информации к АС зоны оповещения КР, осуществляется передачей конечного числа ФПС —M. Длина каждого ФПС l [бит], передача ФПС осуществляется передающим радиоцентром (ПДРЦ) со скоростью передачи V [бит/с], каждый символ сообщения превращается в сигнал с заданным видом модуляции (ОФМн) и излучается в эфир. Качество дискретного канала связи от ПДРЦ к АС (соединение «точка-точка») характеризуется вероятностью ошибки элементарного символар0. На каждой АС расположен ЛП. В ЛП радиосигналы обрабатываются (демодулируются) в блоке обработки сигнала, согласно используемому методу демодуляции, при этом сформированные символы поступают в декодер повтора сообщения (ДПС). В ДПС осуществляется декодирование ФПС согласно используемому алгоритму. Если ошибок в ФПС нет или они все исправлены (или не обнаружены), то декодированное сообщение из ДПС выдается получателю сообщения. Если ошибки есть, то данный ФПС поступает в блок логической обработки (БЛО) ЛП АС. Когда БЛО накопил три и более ФПС, то начинает работать АДМП, формирующий логические повторы сообщений (ЛПС), поступающие в ДПС надекодирование [3].
Формальная постановка задачи. Пусть в рассматриваемой КР: М = 8; вид манипуляции — ОФМн; длина ФПС l =100 [бит]; в БЛО ЛП АС реализован АДМП, рассмотренный в [3]; скорость передачи 1, 2 и 3-го ФПС равна V=1 [усл. един.]; передача 4, 5, 6, 7 и 8-го ФПС осуществляется со скоростями: V4, Vs, V6, V7, Vg, мощность сигнала на входе при-
-h°/ ,2 P /
емника Рc = 1.4 [Вт], спектральная плотность мощности шума N0 = 1 [Вт/Гц], — p0 = 0.5 e /r = 0.123, где h0 = у^ . Необходимо найти: 0
npH:p|8(V/, V/, V/, V/, V/) = 0.9; V/< V5'<V6'<V7'< V/.
Таким образом, необходимо найти значения (распределение) скоростей передачи 4,5,6,7,8 ФПС (V = (V4*, V', V *, V* , V8*)), при которых обеспечивается минимально возможное время доведения idoe(V4*, V5 *, V6*, V7 *, V8*)^min , при обеспечении требуемой вероятности доведенияр|8(К,*, V5*, V6*, V7*, V8*) = 0.9 (требование) в существующей области ограничений V/ < V/ < V/ < V/ < V/ (ограничение) и допущений.
Допущения: - каждый ФПС из радиоканала получается независимым друг от друга образом; - каждый забракованный ДПС ФПС накапливается в БЛО ЛП АС; —р на разрядах одного ФПС есть const, ар0 на разрядах разных ФПС может бытьр0^сои5/; - время получения одного ФПС намного больше времени реализации АДМП в БЛО; - при получении текущего множества ФПС сообщение считается доведенным, если хотя бы один ФПС доведен или если ни один из полученных ФПС не доведен, то хотя бы один ЛПС, сформированный АДМП на текущем множестве полученных ФПС, должен быть доведен.
Отметим, что АДМП устанавливает порядок проведения каждого из типов МП [3] и их множества на накопленных ФПС в БЛО ЛП АС. АДМП формируется с учетом правила формирования МП (т.е. перечня типов МП и их количества), проводимых на множестве накопленных БЛО ФПС. МП — проверка, осуществляющая мажоритирование (мажорирование) одноименных разрядов накапливаемых ФПС. Она является процедурой обработки разрядов ФПС, всегда формирующей жесткое решение [1,4,5]. Причем, каждая МП формирует ЛПС - повтор сообщения, получаемый в результате проведения МП в БЛО ЛП АС [2]. Количество ЛПС на множестве накопленных ФПС, поступающих в ДПС, есть следствие работы реализованного в БЛО АДМП. Суть АДМП подробно описана в [3].
Решение поставленной задачи. Опишем функциир|8(К(*, V5*, V* , V*, V8*) и tdoe(V4, V', V', V*, V*). Пусть ошибки элементарных символов в4,5,6,7и 8-м ФПС, переданных со скоростями V, V, V, V , V8, равны:
1 -[Со V] p\fV\ =1 e-[/N0 V ] —
PoL(V4) = 2e™0"J, ..., Po|7(V8) = 2e
вероятности доведения ФПС:
р1 ФПС (Г4) = t1" А|3 tt))', - ,PLuc = (1-Ab (У,))'
Функцияр|8( У У У6, У7, У8) сложная, и для ее определения необходимы: - номера ФПС ир0 в них; - перечень ФПС, по которым выносит решение МП (формируется ЛПС), - перечень ЭЛПС и их количество, - ЛВО в ЭЛПС, где: ЛВО — логическая вероятность ошибки — вероятность ошибки элементарного символа в ЛПС [2]; ЭЛПС — эквивалентные логические повторы сообщения — логические повторы сообщения, ЛВО которых одинаковы. Функцияр|8(У4, У У У У8) описывается на базе теорем теории вероятностей [5] и имеет вид:
= 1 -(1 -р\$ш )3(1 -р\4$ш (У4))(-р\$а, (V))(1 -р\6$ш (К6))•
-р|7$. )((-р|,п/ (V.))(-р|Г^)1 (1 -рГи)3(1 -р|Г^)3(1 -р|
- р|53/5)12 3 4 5 )1 (1 - р|)3 (1 - р|)3 (1 - р| ^ )3 (1 - р )1 (1 - р
(2/3)1
(3/5)1
1(3/5)1
1(2/3)1.
1(3/5)1
ь
(2/3) ,
(2/3)1
(2/3).
(3/5)1
(3/5)1
(3/5)1
(3/5)1
)1 (1 - р |б3/5)|1— )3 (1 - р ^ )3 (1 - р )3 (1 - р |72/3)15,7 )3 (1 - р
р Г^ )1 (1 - р Гк7 )1 (1 - р Г4" )1 (1 - р Г'— )3 (1 - р |73/5)1— )3 (1 - р
р |(3/5>12.4.5.7 )3 (1 - р |(3/5)1.2Д6.7 )1 ^ - р |(3/5)1.2,3,5,7 )1 ^ - р |(3/5)Ь,М,7 )1 ^ - р
(V.) )3 (1 - р|.2/3)'1А8 (У4, V.) )3 (1 - рр- (К5, V.) )3 (1 - р| 82/3)|- (У6, V.) 78 V.) )3 (1 - р|.2/3)'4-. V, V.) )1 (1 - р| .2/3)'4« V«, V.) )1 (1 - р|.2/3)'4« (V,, V, V.) « V«, V.) )1 (1 - р| .2/3)'5« V, V.) )1 (1 - р|.2/3)|-. (V«, ^, V.) )1 (1 - р| .3/5)|— у 5' (V5, V.) )1 (1 - р|.3/5)|--. (V«, V.) )1 (1 - р|.3/5)|— (v7, V.) )1 (1 - рр—. (V4, V5, V.) " (V4, V«, V.))3 ((-р|.3/5)|— (V4,V, V.))3 (1 -р\.3/5)|—. (V5, V«, V.))3 •
- (V5,V7,V.) )3 • (( - р|.3/5)|— (V«, V7, V.) )3 (1 - р|.3/5)^4^. (vуv6, V.) )3 •
- ад^Л))3 (1 -р\.3/5)1— (V4,V6,V7,V.))3 (1 -р\.3/5)1— (V5,V6,V7,V.)
(2)
(3/5)1.
(V4,V5,V6,V7,V.))1 (1 -р|74/7)— (V4,Vs,V6,Vg))1 (1 -р|74/7)— (V4,V5,V7,V.))
|(2/3)|1 . г . ¡л |(2/3)|1 2 . ,т, ч У
гдер> ,' (У.) — 1-1 - ро0 '' (У .Л —вероятность доведения ЛПС, сформированного МП типа 2/3 по одноименным разрядам 1, 2 и 8-го ФПС; р0 |82/3)ll•2•8 V) — р02 р017 V) + р02(1 - р017 V )) + 2р0 р017 V )(1 - р0) — ЛВО в данном ЛПС; другие вероятности описываются аналогичным способом.
Определим функцию времени доведения сообщения в соединении «точка-точка» так:
^Ъ.Ъ.У^Ы-^ + Ш +1/У5+1/У6+1/У1 +1/Уг ■
Тогда, имеем следующую систему выражений:
у; < у; < у; < у; < у; у=(у; ,у; ,у6-
(3)
Врезультатерешения: У* = У* = (1.601, 1.601, 1.601, 1.601, 1.601)и /дов(У1*) = 612.155.
Задачи такой постановки является задачами поиска экстремума функции. Общая проблема поиска экстремума функции включает в себя задачи нахождения локального и глобального экстремума. Последние называют задачами оптимизации. Если область определения функции задаются ограничениями значений аргументов, в таком случае говорят о «задаче на условный экстремум». Следовательно, У1* является локальным экстремумом функции. При минимизации сложных функций применяются численные методы. Для решения описанной задачи был применен численный градиентный алгоритм —
метод сопряженных градиентов. Данный метод является двухшаговым. Метод обладает хорошей скоростью сходимости и подробно описан в [6]. Даная система решена в программной среде Mathcad [7].
Определение глобального экстремума функции. Задача определения глобального экстремума предполагает отсутствие ограничения V4*< V5*< V6*< V7*< V8*. Решение может находится таким путем [6]. Пусть V, V, V, V , V8 лежат в области от 1 Vдo 1.5 V, с шагом изменения 0.5 К(эти данные формируют область начальных приближений, необходимых для решения данной задачи). Тогда рассматриваемую область значений скоростей будем сканировать с указанным шагом и вычислять все значения времени доведения, удовлетворяющие требованиюр|8(V4*, V5*, V6*, V*, V8*) = 0.9. Выберем из найденных времен доведения наименьшее значение, соответствующее этому времени распределения аргумента (скоростей), которое будет обеспечивать минимум времени доведения. В результате найдены 32 варианта распределений, из которых единственное V = V2* = (83.302, 83.301, 0.724, 0.724, 83.301) и обеспечивает наименьшее время tdoe(V*) = 579.622 (V2* фактически является значениями аргумента, обеспечивающими локальный экстремум исследуемой функции, но в области более «широких» значений аргумента). Отметим, что если сканирование по аргументам функции осуществлять по другим значениям и (или) другим интервалам аргументов, то значение V2* будет, возможно, другим.
Оценка «платы» за достигнутое время доведения. Оценивать «плату» за обеспечение полученного времени можно разницей между вероятностями доведения сообщения в динамике получения ФПС, полученными без МУС (р|.) и с МУС (р|/); фактически — это вероятностно-временные характеристики (ВВХ) [8], полученные без МУС (при V= const) и учитывающие МУС. Выраженияр|. ир|.' формируются таким же способом, как (2). Чтобы понимать, сколько «в среднем» «платим» вероятностью доведения за достигнутое время доведения, введем следующие коэффициенты:
К\ =
■100%; К2 =
- \м .
'<Ые\м
■100%
гдер|м,р|м — вероятности доведения сообщения заМ ФПС без введения МУС и с МУС; — времена доведе-
ния сообщения за М ФПС без введения МУС и с МУС (в единицах времени). Коэффициент К1 характеризует «плату» вероятностью доведения в %, К2 характеризует «выигрыш» во времени доведения в % от времени доведения без МУС.
В рамках решенной задачи получены: - для распределения V*: К1 = 10%, К2 = 23,480%,плата ВВХ по шагам процесса I = 18 составляет: р\. -р|.' = (0 0 0 0.0346 0.237 0.596 0.463 0.0999); - для распределения У2*:
К1 = 10%, К2 = 27,547%, плата ВВХ по шагам процесса составляет: (0 0 0 0.0405 0.299 0.620 0.158 0.1).
Распределения V* и У2* можно представить распределениями длительностей элементарных символов ФПС, тогда МУС может интерпретироваться как механизм управления длительностью элементарных символов ФПС.
Сущность найденных распределений. Итак, при 3 V* < V* < У6" < У7* < У8* найдено распределение У*, при 3 У4* < У5* < У6* < У7* < У8* найдено другое распределение У2*, причем (д(У]*) < ^ов(У2*)- Следовательно, распределение У2*является «лучшим», чем У1*, но распределение У2* получено при других ограничениях. Распределение У2* показывает то, что для обеспечения требуемой вероятности доведения достаточно со скоростью 0,724Кпринять 5 и 6-ой ФПС, а 4, 7 и 8-м ФПС можно пренебречь, т.кр0= 0,492 при скорости 83К(для ОФМн). Из этого следует, что возможны два подхода к обеспечению минимального гарантированного времени доведения. Первый — реализовать увеличение скорости передачи, второй — реализовать уменьшение скорости передачи (торможение скорости передачи). Таким образом, для р0 = [р0 т;п, р0 тах ] , характеризующей канал связи (КС), можно определить те значения р0, при которых либо целесообразно осуществлять ускорение скорости передачи ФПС, либо осуществлять торможение скорости передачи. Следовательно, можно выявить и границы применения МУС с ускорением и торможением в зависимости отр0. Решим данную задачу — определим У* и ¡дов(У), например, при вероятности ошибки элементарного символа р0 = [0,04; 0,49^ , при этом пусть шаг пор0 равен 0.01, ограничение на скорости таково У4*< У5*< У6'< У*< У8* и требование по доведению таково р|8(У4*, У/, У/, У7*, У8*) = 0.9. Найденные результаты графически представлены на рисунках 1-3.
В результате граница пор0, между МУС с ускорением и торможением скорости естьр0 = 0.172, т.к. при этом У = (1; 1;1;1;1).
Обоснование нижней границы применимости МУС. Очевидно, МУС не имеет смысла применять тогда, когда требуемая вероятность доведения уже достигнута за три ФПС. Для определения р приводящей к требуемой вероятности доведения, необходимо решить следующее нелинейное уравнение. Распишем функцию вероятности доведения за три ФПС отр0 так:
р|3 =(1 -(1 -р| 1 )3) + (1 -р| 1 )3 (р|Ги ) = )-(1 -(1 -Р0))3^ + (1 -(1 -Р0))3 (1ЧР03 + ^32р02(1 -р0)))',
тогда имеем следующее уравнение относительнор0:
-(1 -(1 - р 0 ))3)(1 -(1 - р 0 )) (1 ^ р 03 + С32 р 02(1 - р 0)) )' = 0.9.
Уравнение решено в среде МаЛсас! [7], в результатер0 = 0.022.
НАУКА И АСУ-2016
г*
I t 1 1 1 1 1 ро 1 -0,1721
1 />о=0 1 - 1 1 1.031 1 1 1 V=7.06В
1 t ■ 1 1 t i 1
1 1 1 1
1 1 1 1
02
<U
Рис. 1. Зависимость V отр0
■<510
JilD
Ii 10
i i i i i 1 1 1 1 I 9
i i i i i 1 1 1 1 1
i i ¡A* 041 ! ■=0.1721 9
1 1 1 1 9 9 9
05
0 2
0 J
0.4
PO
Рис. 2. Зависимость t от »„
дое -^0
ms Я>
JitlO5
IjtlO1
l*Kf
1 • 1 1 1 ■ - 1 УЧ l l 1 l
I 1 1 1 ГШ i i i
* I : i \1 1 taSSOQÍ i i i i
t **• 1 - л _ ¿í "P. Ч— 1— 70.739*1 1
г
Рис. 3. Зависимость Г
-1-----г--Аналш полученных данных: —р = 0.022 — является теоретической нижней границей использования МУС, т.к. при р = 0.022 вероятность доведения сообщения без МУС уже на третьем ФПС равна=0.9. Следовательно, требуемая вероятность доведенияуже достигнута за три ФПС, а АДМП, на который и «ориентирован» МУС, «включается» лишь после накопления трех ФПС; —р = 0.172 является границей между МУС с ускорением и торможением скорости передачи, т.к. при указанной вероятности ошибки элементарного символа в КС получается Г" = (1; 1;1;1;1), следовательно, вмешательство в скорость передачи ФПС не требуется (требуемая вероятность доведения обеспечивается без наличия МУС); - теоретический диапазон применимости МУС с ускорением передачи ФПС таков р0 = (о,022; 0,172), а, начиная ср0>0.172, получаются оптимальные распределения скоростей меньше чем 1V. Это сви-у детельствует о том, что необходимо уменьшать скорости передачи 4,5,6,7,8 ФПС для обеспечения требуемой вероятности доведения сообщения, а это и есть МУС с торможением (уменьшая скорость передачи, увеличивается отношение сигнал/шум на входе приемника АС и уменьшается/^, следовательно, увеличивается вероятность доведения сообщения, но «жертвуем» при этом временем доведения сообщения, т.к. скорость передачи падает);-теоретическая граница применимости МУС с торможением передачи ФПС лежит в диапазоне: р0 = [0,173; 0.499(9)) , при обеспечении требуемой вероятности доведения сообщения.
Заключение. Таким образом, предложен подход к снижению времени гарантированного доведения сообщений в соединении «точка-точка» КР на базе МУС передачи повторов сообщений (кадров), учитывающего вклад в достоверность доведения, формируемого при мажоритарной обработке накапливаемых повторов сообщений в ЛП АС сети. Подход определят порядок получения оптимальных распределений скоростей ФПС, удовлетворяющих совокупности допущений, ограничений и требований, предъявляемых к рассматриваемому процессу. Задача отыскания распределения скоростей является оптимизационной и решена с использованием критерия оптимальности. Обоснованы теоретические границы применимости МУС с ускорением и торможением передачи в зависимости от вероятности ошибки элементарного символа в КС. Представлены подходы к анализу данных, полученных в результате решения оптимизационной задачи. Исключительную важность имеет характер допущений, ограничений и требований на решаемую оптимизационную задачу, т.к. от них зависит порядок ее решения. Таким образом, представлен подход к синтезу скоростных параметров МУС в командной радиосети.
Список литературы
1. Сердюков П. Н., Бельчиков A.B., Дронов А.Е., Григорьев A.C., Волков С. С. Защищенные радиосистемы цифровой передачи информации. М.: ACT, 2006. 403с.
2. ЦимбалВ.А., ПоповМ.Ю., ВинокуровА.М., ПоповВ.Ю. Методика схемотехнического синтеза схем устройств, реализующих различные типы мажоритарных проверок. Труды Российского научно-технического общества радиотехни-ки,электроникиисвязиим. A.C. Попова/Научнаясессия, посвященнаяДнюрадио, 2015. Вып. LXX. С. 160-164.
3. Цимбал В. А., Попов М. Ю., Дробышев М. Ю. Математическое моделирование процесса доведения сообщения в радиосети без обратной связи с повторениями и накоплением информации. Информационные технологии в проектировании и производстве. М.: 2010. № 3. С. 78-83.
4. ГридинВ.Н., МазепаР.Б., РощинБ.В. Мажоритарное уплотнение и кодирование двоичных сигналов. М.: Наука, 2001. 124 с.
5. Вентцель Е. С. Теория вероятностей. 10-е изд., стер. М.: Издательский центр «Академия», 2005. 576 с.
6. БахваловН. С., ЖидковН.П., КобельковГ.М. Численные методы. М.: наука. Гл. ред.физ.-мат. лит., 1987. 600 с.
7. КуприяновД.В. МаЛсаё 14. СПб.: БХВ—Петербург, 2007. 704 е.: ил.
8. ЦимбалВ.А. Качество информационного обмена в сетях передачи данных. Марковский подход. Монография. М.:Вузовскаякнига, 2014. 161 с.
THE MECHANISM OF A SPEED CONTROL OF MESSAGE TRANSFER AS THE APPROACH TO DECREASE IN GUARANTEED TIME OF FINISHING IN A UNILATERAL CIRCULAR RADIO NETWORK OF THE NOTIFICATION
Tsimbal Vladimir Anatol'evich, Serpuhov, Russian, tsimbalva@mail.ru
Popov Mikhail Yur'evich, Serpuhov, Russian, vetoiskin@mail.ru
Podlegaev Aleksandr Vyacheslavovich, Serpuhov, Russian, vetoiskin@mail.ru
Abstract
In article the approach to decrease in time of the guaranteed finishing of the message in a unilateral circular network of the notification with repetitions and accumulation of the information on the basis of the mechanism of a speed control of transfer of repetitions of the message considering the contribution to reliability of finishing, formed is presented at majority processing of accumulated repetitions of messages in the logic receiver of user's station of a network.
As a result of research it is established: there is "balance" between values of speeds of transfer of repetitions of the message, time of finishing and probability of finishing of the message in considered system.
It is established, finishings by repetitions and their accumulation in the logic receiver of user's station of a network the algorithm of increase of reliability (defines algorithm of processing by majority checks). The given algorithm forms potential possibilities of a radio path, regarding reliability of the accepted information, realise which the developed mechanism of a speed control of transfer of repetitions of messages in a considered radio network can. The speed control mechanism, by statement and the decision of an optimising problem is developed. The optimising problem represents the generated system of the equations and inequalities. Into structure of the given system enter: function of probability of finishing of the message taking into account work of the realised algorithm raising reliability from speeds of transfer of repetitions of messages, function is equal to demanded value of probability finishings (requirement); function of time of finishing of the message from speeds of transfer of repetitions of messages, is minimised function; inequalities - logic conditions of definition of arguments (speeds of message transfer) functions (restriction); initial approach of arguments of function. Functions of probability of finishing and finishing time are target. The system is solved by a numerical method, as a result of the decision distributions of speeds of transfer of repetitions of the messages, providing requirements on probability of finishing are received. Theoretical borders of applicability of the mechanism of a speed control depending on probability of an error of an elementary symbol in a communication channel are proved. The estimation of the received results is made. The speed control mechanism can be used in unilateral systems of data transmission with repetitions and accumulation of the information, using noiseproof coding, for decrease in guaranteed time of finishing.
Keywords: command radio network; the mechanism of a speed control of transfer of repetitions of the message; optimization. References
1. Serdjukov P.N., Bel'chikov A.V., Dronov A.E., Grigor'ev A.S., Volkov S.S. The protected radio systems of digital transmission of informa-tionMoscow, AST, 2006. 403p.
2. Tsimbal V.A., Popov M.Ju., Vinokurov A.M., Popov V.Ju. Method of circuit synthesis devices realizing the different types of majority checks. Works of the Russian scientific and technical society of radio engineering, electronics and communication named A.S. Popov / The scientific session devoted to Day of radio, No. LXX. 2015, pp. 160-164. (in Russian)
3. Tsimbal V.A., Popov M.Ju., Drobyshev M.Ju. Mathematical modeling of finishing process of the message in a radio network without feedback with repetitions and information accumulation. Information technologies in design and production. No 3. 2010. Pp. 78-83. (in Russian)
4. Gridin V.N., Mazepa R.B., Roshhin B.V. Majoritarian seal and coding of binary signals. Moscow, Nauka, 2001. 124 p.
5. Ventcel' E.S. Probability theory. 10th edition. 10-e izd., ster. M.: Izdatel'skij centr «Akademija», 2005. 576 p.
6. Bahvalov N.S., Zhidkov N.P., Kobel'kov G.M. Numerical methods. Moscow, nauka. Gl. red.fiz.-mat. lit., 1987. 600 p.
7. Kuprijanov D.V. Mathcad 14. SPb.: BHV - Peterburg, 2007. 704 p.: il.
8. Tsimbal V.A. Quality of information exchange in data transmission networks. Markovsky approach. Monograph. Moscow,Vuzovskaja kniga, 2014. 161 p.
Information about authors:
Tsimbal V.A., Ph.D., the professor, the professor of chair of the automated control systems of military academy. Popov M.Yu., Ph.D., doctoral student of military academy.
Podlegaev A.V. the senior teacher of chair of the automated control systems of military academy.
