Момент очередного отсчета определяется выполнением равенства 7 страница

Использование этого способа приводит к необходимости иметь дополнительный преобразователь для представления полученных в коде Грея чисел в обыкновенном двоичном коде.

Кодовый диск, чувствительные элементы и преобразователь кода конструктивно объединены в одном корпусе. Датчики отличаются высоким быстродействием и большой точностью. У лучших двухотсчетных фазовых преобразователей угла погрешность составляет доли секунды.

Аналого-цифровые преобразователи. Современные АЦП строят на основе серийно выпускаемых отечественной промышленностью интегральных схем, номенклатура которых достаточно высока. В нее входят операционные усилители, органы сравнения (компараторы напряжения), источники опорного напряжения, коммутаторы, цифроаналоговые преобразователи, устройства запоминания и другие функциональные элементы и узлы. Поскольку степень интеграции схем постоянно растет, количество интегральных схем, необходимых для реализации конкретного АЦП, уменьшается.

Имеются образцы АЦП, выполненных на одном кристалле. Успехи в технологии изготовления интегральных схем способствовали увеличению быстродействия, повышению надежности и снижению стоимости АЦП.

По способу получения цифрового эквивалента все разнообразие существующих преобразователей может быть разбито на три основные группы: преобразователи последовательного счета, преобразователи поразрядного уравновешивания, преобразователи считывания.

Аналого-цифровые преобразователи последовательного счета. В преобразователях этого класса непрерывная величина электрического тока или напряжения предва-тельно преобразуется в импульсы, общее число которых соответствует ее значению. Эти импульсы передаются последовательно к двоичному или десятичному счетчику, где происходит их суммирование.

При заданном отнесенном к шкале шаге квантования преобразователя δ (%), число импульсов m_х, представляющих одно значение кодируемой величины u_х, может меняться в пределах

Если частота счетчика предельная f_{сч mах}, то время, требующееся на один цикл преобразования, равно

где Δ — время считывания цифрового эквивалента и сброса счетчика.

Отметим, что для преобразователя последовательного счета со следящим принципом измерения такое время потребуется только в случае резкого изменения кодируемой величины на полный диапазон преобразования.

Современные серии элементов допускают построение счетчиков с максимальной тактовой частотой по счетному входу до 50 МГц. Параллельное считывание и сброс счетчика можно выполнить за время, значительно меньшее 1 мкс. Следовательно, при относительном шаге квантования 0,1 % преобразователи последовательного счета в состоянии обеспечить число преобразований порядка 5·10⁴ в секунду. Точность преобразователя зависит от принципа работы его измерительной части.

Аналого-цифровые преобразователи последовательного счета выполняют на основе прямого, развертывающего или следящего измерительного преобразования.

Преобразователи с прямым измерительным преобразованием. Функциональная схема такого преобразователя приведена на рис. 5.4. Частота следования выходных импульсов управляемого генератора Ρ (u_х→f_x) линейно изменяется в зависимости от значения преобразуемого напряжения u_х.

В каждом цикле преобразования сигнал с генератора эталонных временных интервалов (ГЭВИ) на определенное время Т открывает схему совпадения И_т, пропуская импульсы в счетчик С_ч. Количество импульсов, зафиксированное счетчиком за время Т, пропорционально кодируемой величине u_х. По окончании сигнала, воздействующего на схему И_т, ГЭВИ выдает импульсы на считывание цифрового эквивалента Ζ и установку всех разрядов счетчика в исходное состояние (сброс). Далее процесс повторяется.

Основная трудность при реализации такого преобразователя заключается в создании генератора Ρ с достаточно линейной зависимостью частоты следования выходных импульсов от преобразуемого напряжения. Трудно добиться и его стабильности, особенно при изменении напряжения питания и температуры. Тем не менее в последнее время разработан ряд высокостабильных преобразователей напряжение — частота, позволивших снизить погрешность до 0,01 %.

Преобразователи с развертывающим измерительным преобразованием. Функциональная схема преобразователя изображена на рис. 5.5.

В начале каждого цикла преобразования запускается генератор ГКН линейно изменяющегося компенсирующего напряжения u_к. Одновременно сигнал с органа сравнения ОС открывает схему совпадения И, и импульсы высокостабильного генератора ГИ начинают поступать в счетчик С_ч. В момент компенсации, когда преобразуемое напряжение u_х сравнивается с компенсирующим напряжением u_к, состояние органа сравнения изменяется и доступ импульсов в счетчик прекращается. С выхода счетчика снимается цифровой эквивалент Ζ, соответствующий u_х.

Число импульсов, поступивших в счетчик, пропорционально преобразуемому напряжению u_х. Временная диаграмма работы преобразователя приведена на рис. 5.6.

По окончании цикла развертки компенсирующего напряжения с блока синхронизации БС поступают импульсы на считывание цифрового эквивалента и сброс счетчика. Далее процесс повторяется.

Блок синхронизации позволяет «привязать» момент начала развертки компенсирующего напряжения к одному из импульсов ГИ, что повышает точность преобразования (рис. 5.7, а). Действительно (рис. 5.7,6), при отсутствии синхронизации погрешность дискретизации может оказаться вдвое больше:

Блок синхронизации может представлять собой счетчик, который фиксирует число импульсов, соответствующее циклу преобразования, и запускает по окончании следования этого числа импульсов генератор компенсирующего напряжения.

Точность преобразования определяется характеристикой органа сравнения и линейностью компенсирующего напряжения. Обычно она достигает 0,1 %.

Более точными (до 0,005%) являются аналогичные преобразователи со ступенчато-линейным компенсирующим напряжением (рис. 5.8). Как правило, оно получается в результате суммирования коммутируемых по двоичному закону эталонных напряжений (или токов), амплитуды которых относятся друг к другу как целочисленные степени двух (1:2:4:8 и т. д.). Управление суммированием осуществляется импульсами, поступающими с двоичного счетчика, причем каждый раз, когда содержимое счетчика увеличивается на единицу, выходное напряжение возрастает на одну ступеньку [26].

Структурная схема преобразователя со ступенчато-линейным изменением компенсирующего напряжения показана на рис. 5.9. Импульсы от генератора ГИ поступают на триггеры T_Г1 — T_Г4, состояние которых определяет напряжение u_к на выходе источника ступенчатого компенсирующего напряжения ИСКН. Кодируемое напряжение u_х сравнивается со ступенчато-линейным u_к. В каждый момент времени на счетчике в двоичном коде фиксируется число ступеней компенсирующего напряжения, т. е. цифровой эквивалент. В момент компенсации, когда ιι_x=ιι_κ, двоичное число на счетчике· является цифровым эквивалентом и для u_х.

Равенство напряжений u_х и u_к отмечается органом сравнения ОС, который и посылает импульс на считывание цифрового эквивалента Ζ со счетчика. Временные диаграммы работы преобразователя представлены на рис. 5.8, где показаны напряжения в точках а — г схемы рис. 5.9: интервал времени, пропорциональный u_х, обозначен t_x.

Преобразователи со следящим измерительным преобразованием. Преобразователь является цифровой следящей системой (рис. 5.10), в которой входное напряжение u_х сравнивается органом сравнения ОС с напряжением u_к, поступающим с источника линейно-ступенчатого компенсирующего напряжения ИСКН.

В зависимости от разности напряжений u_х — u_к происходит такое изменение кода в схеме управления источником, которое приводит к равенству этих напряжений в пределах заданной точности.

Орган сравнения воздействует на две схемы совпадения И, через которые импульсы генератора G поступают на входы реверсивного счетчика СТ: если , то

импульсы идут по каналу «+1», а если, то по каналу «-1». При равенстве напряжений обе схемы И закрыты и импульсы на счетчик не поступают.

Минимальное напряжение срабатывания органа сравнения u_ср должно лежать в пределахгде ∆u — напряжение одной ступеньки. При большей чувствительности значение младшего разряда цифрового эквивалента беспрерывно изменяется даже при постоянном значении u_х.

Отработка цифровых эквивалентов некоторой изменяющейся аналоговой величины u_х преобразователем со следящим уравновешиванием с момента его включения показана на рис. 5.11. Внизу записаны двоичные эквиваленты значений u_х на каждом такте. В схеме они представлены состоянием триггеров двоичного реверсивного счетчика СТ.

Для u_х, изменяющихся во времени плавно и с ограниченной скоростью, такой преобразователь, очевидно, обеспечит наибольшую скорость преобразования, так как время получения цифрового эквивалента уменьшается до одного такта.

Погрешность, как и в предыдущих схемах, зависит от стабильности органа сравнения и числа разрядов реверсивного двоичного счетчика. У лучших образцов она составляет 0,01—0,005 %.

Аналого-цифровые преобразователи поразрядного уравновешивания. Преобразователи, рассмотренные ранее, основаны на методе, при котором последовательно изменяется на единицу младшего разряда уровень компенсирующего напряжения и посредством органа сравнения каждый раз определяется, находится преобразуемая величина на данном уровне или нет.

Этот метод неэффективен с точки зрения числа операций сравнения (а следовательно, и быстродействия), необходимых для определения цифрового эквивалента резко изменяющейся величины u_х. Количество операций сравнения можно значительно сократить. Рассмотрим эту возможность.

Максимальное количество информации, которое можно получить в результате одной операции сравнения, равно 1 дв. ед. Для достижения этого значения каждую операцию сравнения необходимо проводить на таком уровне, чтобы вероятности обнаружения преобразуемой величины ниже и выше этого уровня были равны. Если вероятности всех значений преобразуемой величины одинаковы, то первую операцию сравнения при двоичном кодировании нужно провести на уровне u_{x max}/2. Цифровые эквиваленты напряжения u_х ниже этого уровня будут иметь в старшем разряде 0, а выше уровня — 1.

Следовательно, в результате операции сравнения будет определено значение старшего разряда цифрового эквивалента (0 или 1). Аналогично выбирают уровни сравнения для определения значений остальных разрядов. Каждый из них будет в 2 раза меньше предыдущего. Определение цифрового эквивалента производится поразрядно. При заданном относительном шаге квантования δ_x (%) число разрядов находим из соотношения

Значение i -го разряда определяют после проведения операции сравнения при поступлении с распределителя (i +1)-го импульса. На цикл преобразования, следовательно, требуется не менее (l +1) импульсов. Если используемые распределители работают по принципу пересчетных схем, то их предельную частоту снова обозначим через f с_{ч mах}. Тогда для аналого-цифровых преобразователей поразрядного уравновешивания максимально возможное число преобразований в секунду можно оценить по формуле

Приняв, как и ранее, δ_x = 0,1% и f с_{ч mах} = 5∙10⁷, максимальную частоту преобразователя получим равной 4,5·10⁶ Гц, что почти на два порядка превышает максимальную частоту преобразователей с линейно-ступенчатым компенсирующим напряжением.

Метод преобразования с поразрядным уравновешиванием может использоваться для получения цифровых эквивалентов u_х в любой системе счисления. В частности, в цифровых измерительных приборах широко применяется поразрядная отработка цифрового эквивалента u_х в десятичном и двоично-десятичном коде. Точность лучших преобразователей этого типа того же порядка, что и у преобразователей с линейно-ступенчатым уравновешиванием, т. е. до 0,005%. Конструктивно они несколько более сложны, но в ряде случаев незаменимы с точки зрения совмещения требований высокого быстродействия и высокой точности.

Типовая функциональная схема преобразователя поразрядного уравновешивания приведена на рис. 5.12. Уровни сравнения устанавливаются последовательным переключением триггеров двоичных разрядов, начиная со старшего Т г _п. Эталонное напряжение каждого уровня создается путем суммирования токов, пропорциональных весам разрядов, на резисторе r(r«R). Напряжение питания поступает от источника Ε.

Первый импульс с кольцевого распределителя КР переводит триггер Т г _п в состояние «1», а остальные через схемы ИЛИ устанавливает в «0». В замкнутом состоянии оказывается только ключ К_п. При этом компенсирующее напряжение и_к1 пропорционально весу старшего разряда (u_к1 = u_п). Если u_х<u_к1, то в цифровом эквиваленте u_х на месте старшего разряда должен стоять 0. В этом случае сигнал с органа сравнения ОС открывает элемент И и при поступлении второго импульса с распределителя триггер Т г _п сбрасывается в 0. Тем же импульсом в состояние «1» переводится триггер Т г _п-1. Уровень компенсирующего напряжения снижается вдвое (u_к2 = u_п-1= u_п/2)· Если теперь и_х>u_к2, то на месте этого разряда в цифровом эквиваленте u_х должна стоять 1. Знак выходного напряжения органа сравнения изменяется на противоположный, и элементы И запираются. Поэтому третий импульс, переключающий триггер Т г _п-2 на триггер Т г _п-1, не воздействует и последний остается в состоянии «T». Компенсирующее напряжение возрастает на u_п-2= u_п2^-2:

Если u_х<u_к3, то Т г _п-2 очередным импульсом сбрасывается в состояние «0», если u_х>u_к3, то T г _п-2 остается в состоянии «1». Аналогично отрабатываются значения всех остальных разрядов, причем значение младшего разряда определяется при поступлении с распределителя (n+1)-ro импульса.

Цифровой эквивалент u_х снимается в конце цикла преобразования. На рис. 5.13 показана последовательность определения двоичного цифрового эквивалента при поразрядном уравновешивании напряжения u_х = 26 В.

Компенсирующие напряжения разрядов, вошедших в состав u_х, изображены сплошными линиями и отмечены внизу знаком 1. Компенсирующие напряжения разрядов, не вошедших в состав u_х, изображены пунктиром и отмечены внизу знаком 0. В результате уравновешивания получен двоичный эквивалент числа 26—011010.

Аналого-цифровые преобразователи считывания. АЦП считывания называют также преобразователями параллельного сравнения. В этих преобразователях для каждого уровня квантования предусматривается свое опорное напряжение u_{ο i} и свой орган сравнения ОС _i (рис. 5.14). Опорные напряжения снимаются с последовательного резисторного делителя. Входное напряжение u_х одновременно подается на все схемы сравнения. Часть схем, для которых выполняется условие u_x>u_{o i}, срабатывает, и мы получаем цифровой эквивалент u_х в унитарном коде (с основанием m=1). Преобразование этого кода в двоичный осуществляется специальной логической схемой, которую называют дешифратором или кодирующей логикой.

Такая простая структура дает возможность обеспечить чрезвычайно высокое быстродействие. Преобразование выполняется за один цикл, длительность которого при современной технологии изготовления интегральных схем может быть сделана менее 50 нc. Таким образом, АЦП считывания являются самыми быстродействующими из известных.

Основным недостатком рассматриваемых преобразователей является их невысокая разрядность (6—8 разрядов). С каждым дополнительным разрядом сложность преобразователя практически удваивается, что ведет к увеличению потребляемой мощности и стоимости. Поэтому при большем числе разрядов используются преобразователи, у которых считывание осуществляется в несколько тактов, причем на каждом такте определяется несколько разрядов.

Алгоритмы работы конкретных АЦП могут предусматривать нахождение и устранение систематических или случайных погрешностей отдельных узлов или всего преобразователя. Для указанных целей, а также для упрощения ряда логических операций в последнее время наметилась тенденция использования микропроцессоров.

§ 5.3. КОДИРОВАНИЕ КАК СРЕДСТВО КРИПТОГРАФИЧЕСКОГО ЗАКРЫТИЯ ИНФОРМАЦИИ

В последние годы все большее развитие получают интегрированные информационно-вычислительные системы, в частности автоматизированные системы управления и вычислительные сети коллективного пользования. В таких системах концентрируются большие объемы данных, хранимые на машинных носителях, и осуществляется автоматический межмашинный обмен данными, в том числе и на больших расстояниях

Во многих случаях хранимая и передаваемая информация может представлять интерес для лиц, желающих использовать ее в корыстных целях. Последствия от такого несанкционированного использования информации могут быть весьма серьезными. Поэтому уже в настоящее время возникла проблема защиты информации от несанкционированного доступа [2].

Существует комплекс технических средств защиты информации, включающий системы охраны территории и помещений, регулирования доступа в помещения, устройств идентификации пользователей и др. Ограничимся рассмотрением методов защиты информации от несанкционированного доступа при передаче ее по каналам связи. Рассматриваемые методы защиты обеспечивают такое преобразование сообщений (данных), при котором их исходное содержание становится доступным лишь при наличии у получателя некоторой специфической информации (ключа) и осуществления с ее помощью обратного преобразования. Эти методы называют методами криптографического закрытия информации. Они применяются как для защиты информации в каналах передачи, так и для защиты ее в каналах хранения, в основном в накопителях со сменными носителями (магнитными лентами, дисками), которые легко могут быть похищены.

Преобразования, выполняемые в системах, где используются методы криптографического закрытия информации, можно считать разновидностями процессов кодирования и декодирования, которые получили специфические названия шифрования и дешифрования. Зашифрованное сообщение называют криптограммой.

Современные методы криптографического закрытия информации должны обеспечивать секретность при условии, что противник обладает любым специальным оборудованием, необходимым для перехвата и записи криптограмм, а также в случае, когда ему стал известен не только алгоритм шифрования, но и некоторые фрагменты криптограмм и соответствующего им открытого текста сообщений. Иначе говоря, метод должен предусматривать такое множество возможных ключей, чтобы вероятность определения использованного даже при наличии указанных фрагментов была близка к нулю. Последнее требование является весьма жестким, но его можно удовлетворить.

Методы криптографического закрытия могут быть реализованы как программно, так и аппаратно. При программной реализации в месте шифрования (дешифрования) предполагается наличие процессора. В тех случаях, когда процессор отсутствует или его загрузка нецелесообразна, используется аппаратное закрытие с помощью специальной серийно выпускаемой аппаратуры.

Известно значительное число различных методов криптографического закрытия информации. Рассмотрим некоторые из них в порядке возрастания сложности и надежности закрытия.

Шифр простой подстановки. Буквы кодируемого сообщения прямо заменяются другими буквами того же или другого алфавита. Если сообщения составляются из k различных букв, то существует k! способов выражения сообщения k буквами этого алфавита, т. е. существует k! различных ключей.

Пример 5.3. Зашифруем сообщение CAREFULLY, используя в качестве ключа для шифрования английского текста буквы английского алфавита в соответствии с табл. 5.3.

Таблица 5.3

Подставляя новые буквы, получаем криптограмму KUCFHERRP.

Метод шифрования прост, но не позволяет обеспечить высокой степени защиты информации. Это связано с тем, что буквы английского языка (как, впрочем, и других языков), имеют вполне определенные и различные вероятности появления. Так как в зашифрованном тексте статистические свойства исходного сообщения сохраняются, то при наличии криптограммы достаточной длины можно с большой достоверностью определить вероятности отдельных букв, а по ним и буквы исходного сообщения.

Шифр Вижинера. Этот шифр является одним из наиболее распространенных. Степень надежности закрытия информации повышается за счет того, что метод шифрования предусматривает нарушение статистических закономерностей появления букв алфавита.

Каждая буква алфавита нумеруется. Например, буквам английского алфавита ставятся в соответствие цифры от О (А = 0) до 25 (Z = 25):

Ключ представляет собой некоторое слово или просто последовательность букв, которая подписывается с повторением под сообщением. Цифровой эквивалент каждой буквы криптограммы определяется в результате сложения с приведением по модулю 26 цифровых эквивалентов буквы сообщения и лежащей под ней буквы ключа.

Пример 5.4. Зашифруем сообщение CAREFULLY кодом Вижинера с ключом PIES.

Запишем буквы сообщения, расположив под ними их цифровые эквиваленты. Аналогично внизу запишем ключ, повторяя его необходимое число раз:

Складывая верхние и нижние цифровые эквиваленты с приведением по модулю 26, получим следующую последовательность чисел: 17 8 21 22 20 2 15 3 13, что соответствует криптограмме R1VWUCPDN.

Шифр Вижинера обладает достаточно высокой надежностью закрытия только при использовании весьма длинных ключей, что сопряжено с определенными трудностями.

Шифр Вижинера с ключом, состоящим из одной буквы, известен как шифр Цезаря, а с неограниченным неповторяющимся ключом как шифр Вернама.

Шифрование гаммированием. В процессе шифрования цифровые эквиваленты знаков криптографически закрываемого сообщения складываются с псевдослучайной последовательностью чисел, именуемой гаммой, и приводятся по модулю k, где k — объем алфавита знаков. Таким образом, псевдослучайная последовательность выполняет здесь роль ключа.

Наиболее широко гаммирование используется для криптографического закрытия сообщений, уже выраженных в двоичном коде.

В этом случае особенно просто реализуется устройство, вырабатывающее ключ. Оно представляет собой регистр сдвига с обратными связями. Соответствующим выбором обратных связей можно добиться генерирования двоичных последовательностей, период повторения которых составляет 2ⁿ-1 символов, где n — число разрядов регистра. Такие последовательности называют псевдослучайными. С одной стороны, они удовлетворяют ряду основных тестов на случайность, что существенно затрудняет раскрытие такого ключа, а с другой — являются детерминированными, что позволяет обеспечить однозначность дешифрования сообщения. Подробно регистры с обратными связями рассмотрены в § 6.8.

Надежность криптографического закрытия методом гаммирования определяется главным образом длиной неповторяющейся части гаммы. Если она превышает длину закрываемого текста, то раскрыть криптограмму, опираясь только на результаты статистической обработки этого текста, теоретически невозможно.

Однако если удастся получить некоторое число двоичных символов исходного текста и соответствующих им двоичных символов криптограммы, то сообщение нетрудно раскрыть, так как преобразование, осуществляемое при гаммировании, является линейным. Для полного раскрытия достаточно всего 2n двоичных символов зашифрованного и соответствующего ему исходного текста.

Современный стандартный метод шифрования данных. Рассмотрим теперь метод криптографического закрытия данных, удовлетворяющий всем указанным ранее требованиям. Он является действующим стандартом шифрования данных в США и удобен для защиты информации как при передаче данных, так и при их хранении в запоминающих устройствах [6].

В процессе шифрования последовательность символов определенной длины (64 бит) преобразуется в шифрованный блок той же длины. Операции шифрования и дешифрования осуществляются по схеме, представленной на рис. 5.15.

Перед началом шифрования в специализированный регистр устройства через входной регистр вводится ключ, содержащий 64 бит, из которых 56 используются для генерации субключей, а 8 являются проверочными. Ключ из устройства вывести нельзя. Предусмотрена возможность формирования нового ключа внутри устройства. При этом ключ, вводимый в устройство, шифруется ранее использовавшимся ключом и затем через выходной регистр вводится в специальный регистр в качестве нового ключа.

16 субключей по 48 бит каждый, сформированных в генераторе субключей, используются для шифрования блока из 64 символов, поступающих во входной регистр устройства. Шифрование осуществляется из 16 логически идентичных шагов, на каждом из которых используется один из субключей.

Процесс дешифрования выполняется по тому же алгоритму, что и процесс шифрования, с той лишь разницей, что субключи генерируются в обратном порядке.

В основе технической реализации такого устройства лежат регистры с обратными связями. В результате коммутации цепей обратной связи регистра-шифратора в соответствии с генерируемыми субключами нарушается линейность преобразования входной последовательности, что и обеспечивает высокую надежность криптографического закрытия данных.

§ 5.4. ЭФФЕКТИВНОЕ КОДИРОВАНИЕ

Как отмечалось, в большинстве случаев знаки сообщений преобразуются в последовательности двоичных символов. В рассмотренных устройствах это преобразование выполнялось без учета статистических характеристик поступающих сообщений.

Учитывая статистические свойства источника сообщения, можно минимизировать среднее число символов, требующихся для выражения одного знака сообщения, что при отсутствии шума позволяет уменьшить время передачи или объем запоминающего устройства.

Основная теорема Шеннона о кодировании для канала без помех. Эффективное кодирование сообщений для передачи их по дискретному каналу без помех базируется на теореме Шеннона, которую можно сформулировать так:

1. При любой производительности источника сообщений, меньшей пропускной способности канала, т. е. при условии

где ε — сколь угодно малая, положительная величина, существует способ кодирования, позволяющий передавать по каналу все сообщения, вырабатываемые источником.

2. Не существует способа кодирования, обеспечивающего передачу сообщений без их неограниченного накопления, если

Поскольку строгое математическое доказательство относительно сложно [34], убедимся в справедливости теоремы, основываясь на эвристических соображениях.

Дата добавления: 2014-10-23