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传输技术33
3.5数字基群复用技术
数字通信网中,为了有效地利用信道带宽,使信源信号合理地进入信道传输,可以移用多种复用技术,而PCM的数字复用,即TDM技术是最基本,使用最广泛的复用技术。
尤其是以光纤通信为基础的宽带大容量传输信道的使用,数字信号首先必须通过TDM的复用,合成高速的数字流,如PDH、SDH的复用技术,再经适当的光调制,进入信道传输。
当今通信传输方式无论是PDH、SDH还是宽带IP技术,都利用PCM的基群为基本数字信号群。
因此,PCM数字基群复用是传输系统的基本技术。
本节将以此为例,介绍其复用方式,并将通过该系统在将来的章节中介绍数字信号的复用原理,同步原理,误码监测原理等。
3.5.1基群系统主要技术性能
1.一般特性
承载通道数:
30
压缩律:
A87.6/13折线
抽样频率:
8kHz
每通道:
8位码,64kb/s容量
2.2M电接口
接口码型:
HDB3
标称比特率及容差:
2048kb/s50ppm
接口波形幅度:
2.37V0.237V/75Ω
3.64Kb/s数据接口
接口码型:
同向接口码(符合ITU-TG.703建议)
4.音频特性
有效传输带宽:
300—340OHz
音频转接方式:
二线/四线
音频转换接点电平:
二线发:
0dB/600
二线收:
-3.5dB/600
四线发:
-14dB/600
四线收:
+4dB/600
5.信令特性
符合ITU-T建议G.732,TS16时隙随路信令,或共路信令
6.误码监测方式
采用循环冗余校验(CRC-4)方式及同步码误码监测方式
7.告警功能
符合ITU-TG.732建议
8.基本参数和速率计算
抽样频率8000Hz
帧周期:
1/8000=125us
每时隙的时间:
12532=3.9us
每位码的时间:
3.98=0.488us
复帧周期:
125×16=2ms
一帧的比特数:
32×8=256bit
总数码率:
8000×32×8=2048kb/s
每话路数码串8O00×8=64kb/s
同步码型0011011
3.5.2基群帧结构与数码率
编码后的数字信号是一个无头无尾的数码流,尽管其中含有大量的信息,但若不能分辨一个样值所对应的码字,将无法进行正确的通信。
在PCM30/32路系统中,因为抽样频率为8000Hz,抽样周期为l/80O0=125uS,它被称为一个“帧周期”。
传送一个8位码组实际上只占用
×125=3.9us,称为一个路时隙。
所谓帧结构是指在时分多路复用时表明时隙分配形式的一种重复性图形。
也就是说帧结构用来表明各路信号在信道上的时隙分配规则,而这种分配规则又是以帧为单位重复出现的。
在PCM30/32路基群设备里,一帧分为32个路时隙,其中30个路时隙用来传送30路承载信息或数据,而另外2个时隙分别用来传送定位信号和信令(标志信号),这就是PCM30/32路的由来。
PCM30/32(基群)的帧结构如图3.5.1所示。
在一帧中有32个时隙,接顺序编号TS0、TS1…TS31,时隙的分配为TS1-TSl5,TS17-TS31为30个承载时隙,TS16为信令信号(标志信号)时隙,TS0为内部控制时隙,用于传送帧同步码(同步码(码型为×0011011)和失步对告码(A1),在TS0时隙中同步码和对告码交替传送,在送同步码的那一帧为偶帧,传对告码的那帧称为奇帧。
TS0时隙的第1位码留给国际通信用,或用于CRC校验等,不用时发“1”。
TS16时隙为信令信号(标志信号)时隙,它也由8位码组成,用于传送30承载通道对应的信令信号,信令的传送可以采用随路方式或共路方式。
1、随路信令
随路信令在一帧中信令和相应的承载通道的关系是一一对应的,即信令也采用实电路的固定分配方式。
当用只用TS16的8位码显然是不够的,那末信令信号是如何传送的呢?
一般情况下每个承载通道的信令信号用4位码就足够了,因此每个TS16又可分为两部分,第1位到第4位码传送一路的信令信号,第5到第8位码传送另一路的信令信号。
此外,如果是电话通信,信令信号的频率很低,取样速率只要传送500次/秒,也就是说每隔16帧传送一次就够了。
这样每一帧的TS16时隙传送两个话路的信令信号码,共用15帧的TS16时隙就可传完30个话路的信令信号。
为了正确分离信令信号码,还需要插入复帧同步码及复帧对告码,故将16帧组成一个复帧,一个复帧内的帧序依次为F0,F1……F15。
在F0帧TS16时隙内传送复帧同步码(其码型为“0000”)和复帧对告(A2)码,其余15帧的TS16传送30个话路的信令信号。
其中F1帧TS16时隙的第1至第4位码传送第1路的信令信号码,分别记为a、b、c、d,第5—8位码传送第16路的信令信号a、b、c、d。
F2帧TS时隙传送第2路和第17路信令信号,依此类推。
2、共路信令
随路信令适用于如电路交换的语音通信,现代电信网已向宽带化、网络化、智能化和个人化方向发展,随路信令在许多地方显的不能适应,因此,共路信令得到了很大的发展,比较典型的有NO.7信令、ISDN信令和V5信令(接入网接口)等。
第1级——信令数据链路(signallingDataLink)功能级。
这一级对应OSI模型的第1层,它规定了一条信令链路的物理。
电气功能特性及其连接方法。
其基本功能是:
提供一个对称的全双工数据传输通道及其接入交换,完成信令格式的转换。
第2级——信令链路(signallingLink)功能级。
这一级对应OSI模型的第2层。
它定义了一条信令链路上信令消息的传递、相应程序及其相关功能。
具体他说,就是完成对信令信息单元的前后向顺序号编码,前后向指示比特的形成,用标记符为信令单元
定界,加校检位和同步码等。
这样使第一级送来的不同长度的信令单元,再加上传递控制信息,就能在信令链路上可靠传送。
第1、2级共同为两信令点同信令传送提供一条可靠的传输链路。
第3级——信令网络(SignallingNetwork)功能级。
包括信令消息处理和网络管理,它与信令连接控制部分(SCCP)一起提供OSI模型第3层功能。
它原则上定义了信令点之间进行消息传递及其有关的功能和过程。
这些功能和过程对每条信令链路都是公共的,且与信令链路的工作无关。
(5)七号信令网
七号信令信息按分组交换方式,沿着公共信令信道,在交换机之间传送,完成呼叫控制和维护管理等功能。
完成七号信令传输的网络称为七号信令网。
七号信令系统的控制对象是用户信息传输网络,因此,信令网可以看成是重叠在受控用户信息传输网之上的一个独立的分组交换网,两者之间的关系如图3.5.7所示。
(6)V5信令及多链路分配原则
与N0.7信令一样,V5信令是用于接入网和核心网间的公共信令,由于V5信令通道处了要处理PSTN信令外,还要承载和处理ISND中的S、P、F类数据,在V5.2的多链路情况下,物理层的信令承载通路可扩充分配到每条E1链路中的TS16、TS15和TS31,其分配原则见图3.5.8。
自然,用第16时隙作为通信时隙,这一点与其它标准一致。
如果需要几个通信通路,就要用几个2.048Mbit/s中的第16时隙。
因为ISDN用户可能会大量地使用其口通路通信协议,而一个接口仅包括少量链路,所以,用不同链路上的第16时隙作为通信通路,将不能提供足够的带宽。
如果为支持大量用户端口,接口具有集中用户业务量的功能,则信令需较大的附加带宽。
用通信协议进行物理时隙分配的原则是,将具有奇数个承载通路的链路数降到最少,这样可以简化ISDN端口至链路的映射。
如果不用第16时隙,最好分配第15时隙和第31时隙,这一点与ISDN基本速率端口的规范兼容。
每条链路的第16时隙应首先被依次使用,这样可通过均衡使用第0时隙来调整使承载时隙数为偶数。
一旦所有的第16时隙被分配用作承载通路,通过依次分配每条链路的第15时隙和第31时隙,使具有奇数个承载通路的链路数最少(见图3.5.8)。
3.5.3循环冗余校验方式及其应用
传输码流是随机的,因此可能产生虚假的帧码,从而造成接收的错误。
CCITT(ITU-T)在1981-1984年及1984一1988年研究期中,对在2048kb/s的帧结构中,利用帧定位第1比特附加循环冗余校验码(CyclicRedundancyCheckCode缩写为CRC)进行了研究,并形成了G.704和G.706建议重新规定了PCM复用设备、同步数字复用设备和数字交换设备的帧结构。
1.在2048kb/s基群设备引入CRC功能的目的是:
(1)防止伪帧定位
(2)监测比特误码
数字信号在传输过程中,不可避免的要受到各种噪声的干扰;这些干扰严重时就会发生误码。
对于不中断业务的情况下进行误码监测,可以利用线路码(如AMI、HDB3等)的特点,线路上一旦发生误码,收到的码序列就不满足原线路码的编码规则,从而可监测到误码。
然而利用这种方法只能作到监测最终一个数字段的信号差错情况,而这些差错可能是在前面的数字段中就已形成了。
要想在各个数字段监测误码情况是不容易的,因为一旦经过复接设备或数字交换机,线路码中的监测特点(破坏点)被去掉,而采用CRC码可监测整条数字链路。
2.CRC复帧结构
在许多已经使用的设备中,基群的帧结构是按照ITU-TG.732建议来设计的,无论是奇帧还是偶帧,TS0时隙的第一位码都固定为1。
当采用附加CRC校验码后,这些码将分别用于传送CRC复帧定位码和CRC校验码。
ITU-TG.704建议给出了附加CRC校验后TS0时隙内的码元的安排情况。
见表3.5.1。
SiCRC校验结果指示
a4-a8为国内使用保留的比特。
当跨越国际边界或不使用时,这些比特位都应置“1”。
C1、C2、C3、C4为循环冗余校验(CRC)比特。
A对端告警信号。
由表3.5.1可以看出:
每一个CRC复帧由16个子帧组成,每个CRC复帧又划分为两个子复帧(每个子复帧包括8个子帧),称为SMFI和SMFⅡ。
在每个CRC复帧中,安排一个包含6bit的CRC复帧定位信号,码型为“001011”,它们位于第一、三、五、七、九、十一帧的TS0时隙的第一位码。
第十三、第十五帧的TS0时隙第一位码作为CRC块校验结果码,记为Si。
在每个SMF内,其偶帧TS0时隙的第一位码为CRC校验码称为C1、C2、C3、C4。
一个CRC复帧帧长为2ms。
包含2个CRC子复帧。
每个子复帧由8个基本帧组成,叫CRC块,共2048bit,一个CRC块长1ms。
表3.5.1CRC复帧结构
CRC子
复帧
帧
号
TS0时隙1—8bit
1
2
3
4
5
6
7
8
CRC
复帧
Ⅰ
0
C1
0
0
1
1
0
1
1
1
0
1
A
a4
a5
a6
a7
a8
2
C2
0
0
1
1
0
1
1
3
0
1
A
a4
a5
a6
a7
a8
4
C3
0
0
1
1
0
1
1
5
1
1
A
a4
a5
a6
a7
a8
6
C4
0
0
1
1
0
1
1
7
0
1
A
a4
a5
a6
a7
a8
Ⅱ
8
C1
0
0
1
1
0
1
1
9
1
1
A
a4
a5
a6
a7
a8
10
C2
0
0
1
1
0
1
1
11
1
1
A
a4
a5
a6
a7
a8
12
C3
0
0
1
1
0
1
1
13
Si
1
A
a4
a5
a6
a7
a8
14
C4
0
0
1
1
0
1
1
15
Si
1
A
a4
a5
a6
a7
a8
3.循环码及CRC校验
(l)循环码
为了检测或纠正传输过程中的误码,必须增加冗余度,当信道传输码仍为二元码时就要增加码的位数。
若将原信息码按K位进行分组并编成n位码,(n>K),使其前面K位码为信息码,后n—K位为校验码,这种n位一组的码叫做(n,K)分组码。
循环码是分组码中的一种,它的特点是任一码字(n位码组)的每次循环移位就是另一准用码字。
设
为一个循环码的码字(Ci为“1”或“0”),
等都是循环码的码字。
(2)码多项式在代数编码理论中,为了便于计算,把码字中的每位码元当作是一个多项式的系数,即可把一长度为n的码字表示成
(3.5.1)
系数
,对于di=0的项时常略去不写,di=1的项只写x符号而略去系数di。
例如有:
一个6位码的码组:
d=(101101)比表示成码多项式为
(3.5.2)
反之,给出一个多项式,也可以知道它所代表的码字。
如
(3.5.3)
则它所代表的码字为{10110}。
用x乘以d1(x)得到了另一个多项式
(3.5.4)
它代表的码字为{101100},显然这就是将dl进行一次左移且d1中的第一位移到了最后一位,这种移位叫循环移位。
一个码长为n的码组,表示为多项式时最高次数为n-1。
例如我们用x2去乘d1(x)时,将得到
(3.5.5)
产生了一个6次多项式,它又如何表示为一个码长为6的码组呢?
这里就要用到按模运算的概念。
若一任意多项式T(x)被一n次多项式N(x)除,得到商式Q(x)和一个次数小于n的余式R(x)
即T(x)=N(x)Q(x)+R(x)(3.5.6)
则可写成T(x)=R(x)(3.5.7)
码多项式的系数仍按模2运算。
例如
被(x6十1)除得余项
十1
因此
(3.5.8)
(3)循环码的编码方法
一个(n.K)循环码是由一个特定的多项式来产生的,这个特定的多项式称为生成多项式,记为g(x),g(x)的最高幂次为r=n-K,这恰好等于码组中的校验码元数。
如果输入信息序列以多项式P(x)表示,由于信息码元为K个,所以P(x)的最高幂次为K-1。
因此进行下述除法
运算:
上式可改写为
(3.5.9)
按模2运算的规则,加和减是相同的,所以上式移项后可得
(3.5.l0)
F(x)就是经过除法运算后所编成的循环码的多项式表示。
根据上述过程,(n,K)循环码的编码步骤为:
①以x
乘以P(x)形成多项式x
P(x);
②用x
P(x)除以生成多项式g(x),得到余式R(x);
③将R(x)附加到x
P(x)的后面,得到循环码。
(4)循环码的检错原理
由于经过循环码编码后,码字F(x)可以整除g(x),若接收端收到的码字不能整除g(x),说明在传输过程中发生了误码。
另一种方法是由于F(x)的前K位代表的是原信息码多项P(x),收端可根据接收到的码字中的前K位(设为P’(x))计算一次余式R’(x)。
若R’(x)
R(X)说明有误码。
基群设备的CRC校验采用的是第二种方法。
按ITU-TG.704建议,基群设备采用CRC—4方案(即CRC校验比特为4个的CRC方案).
生成多项式为
对综合信息码流的CRC校验是以一个CRC子复帧长为校验单位,一个CRC子复帧长的序列码为8×256=2048bit,这个二进制信息码组对应的多项为
(ai=0或1,表示信息比特)(3.5.11)
编码器框图:
此多项式的最高有效位(最高幂次项x2047对应于CRC子复帧中第0帧或第8帧的第1比特;最低有效位(最低幕次项1)对应于第7帧或第15帧的第256比特。
图3.3.2为CRC编码及校验原理图
图3.3.2CRC编码及校验原理图
①发送侧的编码过程
(a)将第一子复帧SMF(N—1)对应的多项式为P(x)。
(b)将P(x)乘以x
,再除以x
十x十1,则有
余式R(X)的系数为C1,C2,C3,C4,其最高有效位为C1,最低有效位为C4。
(c)存贮余式R(x)的一组系数C1,C2,C3,C4,
(d)将系数C1,C2,C3,C4依次插入下一子复帧SMF(N)中的C1、C2,C3,C4比特位,组成P(x)十R(x)码经信道发送到对方。
②接收侧的译码过程
(a)将收到的SMF(N-1)于复帧中C1—C4提取出来,然后令其相关CRC比特位置成“0”,得到多项式P’(x)。
(b)将P’(x)乘以x4,再除以x4+x+1,同样可得到余式R′(x),其系数记为C’1、C’2、C’3、C’4
(c)存贮余式R’(x)的这组系数C’1、C’2、C’3、C’4。
(d)从接收信号中提取下一个子复帧SMF(N)的C1、C2、C3、C4。
③接收侧的校验过程
对两组CRC比特逐比特比较,当C1=C′1、C2=C’2、C3=C′3、C4=C’4时,表示SMF(N-1)子复帧中码元无误码,若其中任意一个不相等,表示SMF(N-1)的码元有误码。
误码计数和Si发送
此多项式的最高有效位(最高幂次项x2047对应于CRC子复帧中第0帧或第8帧的第1比特;最低有效位(最低幕次项1)对应于第7帧或第15帧的第256比特。
图3.5.2为CRC编码及校验原理图
①发送侧的编码过程
(a)将第一子复帧SMF(N—1)对应的多项式为P(x)。
(b)将P(x)乘以x
,再除以x
十x十1,则有
余式R(X)的系数为C1,C2,C3,C4,其最高有效位为C1,最低有效位为C4。
(c)存贮余式R(x)的一组系数C1,C2,C3,C4,
(d)将系数C1,C2,C3,C4依次插入下一子复帧SMF(N)中的C1、C2,C3,C4比特位,组成P(x)十R(x)码经信道发送到对方。
②接收侧的译码过程
(b)将收到的SMF(N-1)于复帧中C1—C4提取出来,然后令其相关CRC比特位置成“0”,得到多项式P’(x)。
(b)将P’(x)乘以x4,再除以x4+x+1,同样可得到余式R’(x),其系数记为C’1、C’2、C’3、C’4
(c)存贮余式R’(x)的这组系数C’1、C’2、C’3、C’4。
(d)从接收信号中提取下一个子复帧SMF(N)的C1、C2、C3、C4。
③接收侧的校验过程
对两组CRC比特逐比特比较,当C1=C’1、C2=C’2、C3=C’3、C4=C’4时,表示SMF(N-1)子复帧中码元无误码,若其中任意一个不相等,表示SMF(N-1)的码元有误码。
如前所述,在基群设备中采用CRC校验的目的之一是提供一种附加的误码监测手段。
当CRC块有错误即表示信道有误码,一般来说,信道误码越大,CRC块错误的次数越多,我们只要找出两者之间对应的数量级的关系,就可得到直接反映误码率大小的门限值,然后统计1秒时间内CRC块错误次数,用门限值判决,即可确定信道误码率大小。
利用CRC—4校验来评价误码大小一般采用式3.5.12来近似。
(3.5.12)
其中Pe为信道误码率,Pl为一个CRC块发生错误的概率。
由于有些结构的误码CRC校验是无法发现的,考虑到这种因素,实际监测一个CRC块发生错误的概率比式3.5.12算出的数值要小。
所以应加修正值。
例如:
当Pe=10-4时,计算得Pi=0.185,考虑了修正值Pl=0.183,由于1秒钟内共有1000个CRC块,所以CRC块错误次数为:
1000×0.183=183
当Pe=10-3时.计算得Pl=0.871,考虑了修正值Pl=0.831,1秒钟内CRC块错误次数为:
1000×0.831=831
分析计算还可知道,在伪帧定位状态时,将导致1秒内CRC块错误次数以很大概率超过915。
因此数915作为伪帧定位的判决门限。
表3.5.2CRC监测误码判决门限
状态
判决门限(1秒钟内CRC块错误数)
10
183
10
831
伪帧定位
915
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