Ji°φ Peterka

Co je dobrΘ znßt, ne₧ zaΦnete komunikovat

PoΦφtaΦovΘ komunikace jsou do znaΦnΘ mφry interdisciplinßrnφ zßle₧itostφ - vedle "Φist∞ poΦφtaΦov²ch" znalostφ vy₧adujφ takΘ urΦitΘ penzum zßkladnφch znalostφ z elektrotechniky. V tomto Φlßnku se pokusφme o struΦnΘ nastφn∞nφ n∞kter²ch d∙le₧it²ch aspekt∙, kterΘ majφ zßsadnφ vliv na principißlnφ mo₧nosti poΦφtaΦov²ch komunikacφ. Nep∙jde nßm p°itom o p°esn² popis danΘ problematiky, ale jen o zφskßnφ pot°ebnΘho nadhledu a vhodnΘ "tuÜenφ souvislostφ".

U₧ivatelΘ poΦφtaΦ∙, zvyklφ na digitßlnφ technologie, ₧ijφ Φasto v p°esv∞dΦenφ, ₧e p°enosovΘ cesty jsou ideßlnφ, a dokß₧φ p°enßÜet nejr∙zn∞jÜφ signßly bez jak²chkoli zm∞n. Ve skuteΦnosti tomu tak ale nenφ - ₧ßdnß p°enosovß cesta nikdy nenφ ideßlnφ. V₧dy mß urΦitΘ reßlnΘ obvodovΘ vlastnosti, kterΘ zp∙sobujφ r∙znΘ deformace p°enßÜenΘho signßlu.

Jako p°φklad si p°edstavme (v souladu s obrßzkem 1) dvojici vodiΦ∙: jakmile jsou vedeny soub∞₧n∞, chovajφ se v₧dy jako kondenzßtor (resp. kapacita), a jakmile majφ nenulovou dΘlku, vykazujφ urΦit² odpor. Ve skuteΦnosti se tedy obyΦejnß dvojice soub∞₧n∞ veden²ch vodiΦ∙ chovß jako pom∞rn∞ slo₧it² elektrick² obvod (viz pravß hornφ Φßst obrßzku 1), ve kterΘm se vedle kapacit a odpor∙ uplat≥uje jeÜt∞ i indukΦnost.

Obr. 1: Vliv obvodov²ch vlastnostφ na p°enos signßlu

Jak² vliv ale majφ tyto reßlnΘ obvodovΘ vlastnosti na p°enßÜen² signßl? Odpor, kter² vodiΦe vykazujφ, zp∙sobuje tzv. ·tlum, neboli zmenÜenφ amplitudy p°enßÜenΘho signßlu (viz pravß st°ednφ Φßst obrßzku 1). Kapacita a indukΦnost pak p∙sobφ tak, jako kdyby cht∞ly brßnit zm∞nßm p°enßÜenΘho signßlu - jestli₧e nap°φklad zm∞nφme hodnotu p°enßÜenΘho signßlu skokem (tj. vytvo°φme mu "ostrou" hranu), projevφ se tendence p∙sobit proti zm∞nßm zkosenφm a zaoblenφm tΘto hrany (viz levß st°ednφ Φßst obrßzku 1). Pokud bychom p°enßÜeli pravideln∞ se m∞nφcφ signßl obdΘlnφkovΘho pr∙b∞hu, vliv kapacity a indukΦnosti z n∞j ud∞lß spφÜe periodick² signßl sinusovΘho pr∙b∞hu, a ·tlum se pak postarß jeÜt∞ o zmenÜenφ jeho amplitudy (maxima jednotliv²ch impuls∙) - viz spodnφ Φßst obrßzku 1.

èφ°ka pßsma (bandwidth)

Tomuto rozsahu frekvencφ (kmitoΦt∙) se °φkß Üφ°ka pßsma (bandwidth). P°φkladem m∙₧e b²t Üφ°ka pßsma komutovanΘho okruhu ve°ejnΘ telefonnφ sφt∞, kterß je um∞le omezena na 3100 Hz - tento okruh je schopen p°enßÜet dostateΦn∞ v∞rn∞ signßly s frekvencφ 300 a₧ 3400 Hz (co₧ vcelku postaΦuje pro srozumitelnost p°enßÜenΘho lidskΘho hlasu).

Jak ale souvisφ Üφ°ka pßsma s objemem dat, kter² m∙₧eme po danΘ p°enosovΘ cest∞ p°enΘst?

Zkusme si nejprve ukßzat, jak² vliv mß omezenß Üφ°ka pßsma na p°enos signßlu obdΘlnφkovΘho pr∙b∞hu. Zde je mo₧nΘ vyu₧φt jeden zajφmav² teoretick² v²sledek francouzskΘho matematika a fyzika J.B.J. Fouriera (1768-1830): tento v²sledek °φkß, ₧e ka₧d² periodick² signßl lze slo₧it z harmonick²ch signßl∙ (tj. signßl∙ nap°. sinusovΘho pr∙b∞hu) o frekvencφch, kterΘ jsou celistv²mi nßsobky urΦitΘ zßkladnφ frekvence. Tento v²sledek lze ovÜem interpretovat i takto: ka₧d² periodick² signßl je mo₧nΘ rozlo₧it na jednotlivΘ harmonickΘ slo₧ky (harmonickΘ signßly). ProblΘm je ovÜem v tom, ₧e pro obecn² periodick² signßl - a nap°φklad takΘ pro nßmi uva₧ovan² signßl obdΘlnφkovΘho pr∙b∞hu - vychßzφ p°i takovΘmto rozkladu nekoneΦn² poΦet harmonick²ch slo₧ek. Slo₧ky s vyÜÜφmi frekvencemi sice budou zastoupeny jen v relativn∞ malΘ mφ°e (a s rostoucφ frekvencφ bude toto jejich zastoupenφ jeÜt∞ rychle klesat), ale z koneΦnΘho poΦtu slo₧ek nelze zrekonstruovat p∙vodnφ signßl zcela p°esn∞. Nynφ ale zp∞t k vlivu Üφ°ky pßsma: je-li tato omezena, pak nenφ schopna p°enßÜet harmonickΘ slo₧ky od urΦitΘ frekvence v²Üe. Neboli: je schopna p°enßÜet jen urΦit² poΦet ni₧Üφch harmonick²ch slo₧ek, kterΘ dokß₧φ pouze aproximovat p∙vodnφ signßl s urΦitou mφrou v∞rnosti. S jakou, o tom rozhoduje jak samotn² tvar p°enßÜenΘho signßlu, tak i konkrΘtnφ Üφ°ka pßsma. Celou situaci nßzorn∞ ukazuje obrßzek 2.

Obr. 2: Vliv omezenΘ Üφ°ky pßsma na p°enos signßlu

PouΦenφ, kterΘ z prßv∞ vysloven²ch skuteΦnostφ vypl²vß, je nßsledujφcφ: mß-li b²t p°φjemce schopen zrekonstruovat z p°ijatΘho signßlu s dostateΦnou v∞rnostφ p∙vodnφ vysφlan² signßl, pak tento nesmφ mφt p°φliÜ velkou frekvenci. OvÜem jakß je mφra onoho "p°φliÜ"? Samoz°ejm∞ zßvisφ jak na Üφ°ce p°enosovΘho pßsma, kterß je k dispozici, tak i na mφ°e v∞rnosti, s jakou je pot°eba p∙vodnφ signßl rekonstruovat, a v neposlednφ °ad∞ i na charakteru zm∞n samotnΘho signßlu (zda se nap°. m∞nφ skokem Φi pozvolna atd.).

ModulaΦnφ rychlost

Budeme-li pak chtφt p°enΘst co nejvφce diskrΘtnφch hodnot, nechßme nßÜ analogov² signßl co mo₧nß nejΦast∞ji p°echßzet mezi jednotliv²mi stavy, kterΘ reprezentujφ diskrΘtnφ hodnoty. M∙₧eme ale frekvenci t∞chto p°echod∙ libovoln∞ zvyÜovat, nebo n∞kdy narazφme na urΦitou hranici?

Odpov∞∩ naÜel v roce 1928 pracovnφk Bellov²ch laborato°φ (Bell Labs) pan Harry Nyquist. Zjistil, ₧e mß-li b²t na stran∞ p°φjemce mo₧nΘ "vydolovat" z p°ijatΘho signßlu veÜkerou v n∞m obsa₧enou informaci, pak rychlost zm∞n tohoto signßlu nesmφ b²t vyÜÜφ, ne₧ dvojnßsobek Üφ°ky pßsma spoje, kter²m je p°enßÜen. P°esn∞ji: tzv. modulaΦnφ rychlost (neboli rychlost, s jakou dochßzφ k p°echod∙m analogovΘho signßlu mezi stavy, reprezentujφcφmi jednotlivΘ diskrΘtnφ hodnoty), m∙₧e b²t maximßln∞ rovna dvojnßsobku Üφ°ky p°enosovΘho pßsma.

P°enosovß rychlost

Bohu₧el ani tudy cesta nevede. Ji₧ p°i intuitivnφm pohledu na v∞c musφ b²t z°ejmΘ, ₧e poΦet r∙zn²ch stav∙ p°enßÜenΘho signßlu nem∙₧eme zvyÜovat donekoneΦna. N∞kdy musφme narazit na hranici, za kterou ji₧ nebudeme schopni spolehliv∞ rozliÜit r∙znΘ stavy p°enßÜenΘho signßlu. Kde ale tato hranice le₧φ?

NaÜel ji v roce 1948 dalÜφ v∞dec z Bellov²ch laborato°φ, Claude Shannon. Ukßzal, jak²m konkrΘtnφm zp∙sobem je maximßlnφ dosa₧itelnß p°enosovß rychlost zßvislß nejen na Üφ°ce p°enosovΘho pßsma, ale i na "kvalit∞" p°enßÜenΘho signßlu - p°esn∞ji na jeho odstupu od Üumu. KonkrΘtnφ zßvislost, kterou zjistil, vyjßd°il Shannon vztahem

 max. p°enosovß rychlost =  Üφ°ka pßsma * log(1 + odstup signßl/Üum)

Uka₧me si na malΘm p°φkladu, jakΘ mß tento Shannon∙v vztah zajφmavΘ praktickΘ d∙sledky: mß-li b∞₧n² komutovan² okruh ve°ejnΘ telefonnφ sφt∞ Üφ°ku pßsma 3100 Hz, a dosßhneme-li na n∞m odstupu signßl/Üum 30 dB (neboli 1000/1), pak podle Shannonova vzorce vychßzφ maximßlnφ p°enosovß rychlost p°ibli₧n∞ kolem 30 000 bit∙ za sekundu. To v praxi znamenß nap°φklad to, ₧e ₧ßdn² v²robce nikdy nem∙₧e z principu vyrobit modem, kter² by tuto p°enosovou rychlost p°ekroΦil (p°i danΘm odstupu signßl/Üum).

P°esto ale ji₧ dnes existujφ takovΘ modemy, kterΘ dokß₧φ p°enΘst po komutovanΘm okruhu za jednu sekundu vφce jak 30 000 bit∙. Jak je to mo₧nΘ?

P°enosov² v²kon

Pomo₧me si malou analogiφ z reßlnΘho ₧ivota: dokß₧e-li nap°φklad pr∙m∞rn² Φlov∞k chodit rychlostφ 4 km za hodinu, znamenß to, ₧e vzdßlenost 100 kilometr∙ ujde za 25 hodin, vzdßlenost 1000 km za 250 hodin atd.? Jist∞ ne - i sebelepÜφ chodec musφ n∞kdy jφst, odpoΦφvat, spßt atd. Pro jeho celkov² v²kon (poΦet kilometr∙, kterΘ ujde za urΦitou dobu), je tedy podstatnß nejen rychlost jeho ch∙ze, ale i nezbytnß re₧ie, kterß je s dosa₧enφm v²konu spojena (p°ipadajφcφ na odpoΦinek, spßnek atd.).

Stejn∞ tak je tomu i s p°enosem dat. P°enosovou rychlost (jako analogii rychlosti ch∙ze) je t°eba chßpat jako veliΦinu, urΦijφcφ dobu p°enosu jednoho bitu. O tom, kolik datov²ch bit∙ se p°enese nap°φklad za jednu sekundu, pak rozhoduje takΘ veÜkerß re₧ie, kterß je s jejich p°enosem spojena.

Re₧ie, spojenß s p°enosem dat, mß vφce r∙zn²ch slo₧ek, kterΘ stojφ za to si podrobn∞ji rozebrat.

P°edn∞ je t°eba si uv∞domit, ₧e data jsou obvykle p°enßÜena po blocφch. Ka₧d² takov²to blok musφ b²t vhodn²m zp∙sobem uvozen, aby bylo mo₧nΘ sprßvn∞ rozpoznat jeho zaΦßtek, a stejn∞ tak musφ b²t jednoznaΦn∞ detekovateln² i jeho konec. To je mo₧nΘ zajistit r∙zn²mi zp∙soby (nap°φklad hlaviΦkou a ·dajem o dΘlce bloku, hlaviΦkou a "patiΦkou" apod.) - v₧dy je s tφm ale spojena urΦitß nenulovß re₧ie. Opat°φme-li nap°φklad ka₧d² p°enßÜen² blok hlaviΦkou, pak vÜechny bity, kterΘ tuto hlaviΦku tvo°φ, p°edstavujφ re₧ii, a nepoΦφtajφ se do celkovΘho poΦtu p°enesen²ch "u₧iteΦn²ch" bit∙. DalÜφ re₧ii pak p°edstavuje i zabezpeΦenφ p°enßÜen²ch blok∙ dat, °eÜenΘ nap°φklad kontrolnφmi souΦty, paritou Φi pomocφ CRC.

Jsou-li data p°enßÜena po blocφch, pak p°enos t∞chto blok∙ obvykle nem∙₧e bezprost°edn∞ navazovat na sebe. Mφsto toho b²vß mezi jednotliv²mi bloky urΦit² povinn² odstup, kter² je dalÜφm zdrojem re₧ie. Tento odstup se dßle zvyÜuje v p°φpad∞ pou₧φvßnφ r∙zn²ch druh∙ potvrzovßnφ (kdy odesilatel Φekß s odeslßnφm dalÜφho bloku a₧ na potvrzenφ p°φjemce, ₧e p°edchozφ blok v po°ßdku p°ijal).

Snad nejv∞tÜφm zdrojem re₧ie je pak zajiÜt∞nφ spolehlivosti p°enos∙ - realizovanΘ prost°ednictvφm zabezpeΦenφ p°enßÜen²ch dat, kterΘ umo₧≥uje detekovat chybu, a pomocφ potvrzovßnφ, kterΘ p°φjemci umo₧≥uje vy₧ßdat si opakovanΘ vyslßnφ chybn∞ p°enesenΘho bloku.

Chceme-li kvantitativn∞ vyjßd°it schopnost p°enosu dat, a vzφt p°itom do ·vahy takΘ re₧ii, kterß je s tφm spojena, nem∙₧eme ji₧ vystaΦit s p°enosovou rychlostφ. Mφsto nφ musφme zavΘst tzv. p°enosov² v²kon (throughput), kter² ji₧ tuto re₧ii uva₧uje.

P°enosov² v²kon tedy m∙₧eme neformßln∞ chßpat jako rychlost p°enosu "u₧iteΦn²ch" dat. Formßlnφ definice je ji₧ pon∞kud problematiΦt∞jÜφ, nebo¥ samotn² pojem "u₧iteΦnß data" je v r∙zn²ch situacφch a souvislostech r∙zn². TakΘ p°esnΘ stanovenφ p°enosovΘho v²konu je dosti problematickΘ - ovliv≥ujφ jej toti₧ takovΘ faktory, kterΘ majφ nßhodn² Φi zcela nepredikovateln² charakter. Nap°φklad v lokßlnφ sφti typu Ethernet je znaΦn∞ zßvisl² na celkovΘm zatφ₧enφ sφt∞ (vlivem kolizφ i samotnou podstatou p°φstupovΘ metody CSMA/CD, kterß mß stochastick² charakter).

Stanovenφ p°enosovΘho v²konu je tedy spφÜe empirickou ne₧ exaktnφ zßle₧itostφ. I empiricky zφskanΘ hodnoty jsou vÜak do znaΦnΘ mφry orientaΦnφ, zßvislΘ na konkrΘtnφm prost°edφ, konkrΘtnφ situaci a dalÜφch specifick²ch okolnostech. P°esto je ale dobrΘ mφt alespo≥ °ßdovou p°edstavu o tom, "jak dalece" se p°enosov² v²kon m∙₧e liÜit od p°enosovΘ rychlosti. UrΦit²m vodφtkem zde mohou b²t ·daje z tabulky Φ. 1 (i ty je vÜak nutnΘ brßt jen jako orientaΦnφ)

Jak naznaΦuje tabulka 1, a stejn∞ tak jako "zdrav² rozum", p°enosov² v²kon by v obecnΘm p°φpad∞ m∞l b²t menÜφ ne₧ p°enosovß rychlost, a v optimßlnφm p°φpad∞ se jφ m∙₧e rovnat. VÜechny faktory, kterΘ jsme si a₧ dosud uvßd∞li, skuteΦn∞ p∙sobφ tφmto sm∞rem - sni₧ujφ p°enosov² v²kon oproti p°enosovΘ rychlosti. Je zde ovÜem i jeden nezanedbateln² faktor, kter² p∙sobφ prßv∞ opaΦn∞: je jφm pr∙b∞₧nß komprese p°enßÜen²ch dat. Ta dokß₧e zmenÜit objem dat pro pot°eby p°enosu na polovinu (v p°φpad∞ protokolu MNP verze 5), Φi dokonce na Φtvrtinu (v p°φpad∞ protokolu V.42bis), a tφm vlastn∞ zvyÜovat p°enosov² v²kon oproti p°enosovΘ rychlosti na dvojnßsobek, resp. Φty°nßsobek.

SkuteΦnost je tedy takovß, ₧e dφky kompresi m∙₧e b²t p°enosov² v²kon vyÜÜφ ne₧ p°enosovß rychlost. V praxi ovÜem zßle₧φ na tom, jak se jednotlivΘ faktory (re₧ie p°enosu vs. komprese) uplatnφ ve svΘm vzßjemnΘm soub∞hu.

za°φzenφ/druh p°enosu	p°enosovß rychlost	p°enosov² v²kon
modem V.22bis (bez komprese)	2,4 kbps	2,22 a₧ 2,26 kbps
p°enos soubor∙ po sΘriovΘm kabelu	115,2 kbps	20 a₧ 80 kbps
°adiΦ pru₧nΘho disku	250 a₧ 1000 kbps	250 a₧ 1000 kbps
°adiΦ pevnΘho disku	8 a₧ 320 Mbps	4 a₧ 80 Mbps
paralelnφ port	400 a₧ 1200 kbps	90 a₧ 1200 kbps
rozÜφ°en² paralelnφ port (EPP, Extended Parallel Port)	16 a₧ 64 Mbps	3 a₧ 5 Mbps
sφ¥ov² adaptΘr pro sφ¥ Ethernet	10 Mbps	1 a₧ 3 Mbps
sφ¥ov² adaptΘr pro sφ¥ Token Ring	4 nebo 16 Mbps	1 a₧ 8 Mbps
sφ¥ov² adaptΘr pro sφ¥ FDDI	100 Mbps	25 a₧ 70 Mbps

Pot°eba synchronizace

P°edstavme si, v souladu s obrßzkem 3, ₧e odesilatel vysφlß p°φjemci posloupnost datov²ch bit∙. Odesilatel p°itom postupuje urΦitou modulaΦnφ rychlostφ, kterou m∞nφ vysφlan² signßl, a nechßvß jej p°echßzet mezi stavy, reprezentujφcφmi jednotlivΘ bity. Doba mezi dv∞ma po sob∞ nßsledujφcφmi zm∞nami je pak vlastn∞ "dobou trvßnφ" jednoho bitu, neboli tzv. bitov²m intervalem (p°edpoklßdßme-li, ₧e ka₧d² stav p°enßÜenΘho signßlu reprezentuje prßv∞ jeden bit). P°φjemce naopak postupuje tak, ₧e v urΦit²ch okam₧icφch snφmß stav p°ijφmanΘho signßlu (tzv. jej vzorkuje), a ze zφskan²ch hodnot usuzuje na to, jak² bit mu byl vyslßn. ProblΘm je ovÜem v tom, ₧e p°φjemce se musφ se sv²m vzorkovßnφm sprßvn∞ "trefit" do jednotliv²ch bitov²ch interval∙.

Obr. 3: Vliv nesprßvnΘ synchronizace na p°enos dat

Zajistit, aby p°φjemce vzorkoval p°enßÜen² signßl ve sprßvn²ch Φasov²ch okam₧icφch vlastn∞ znamenß zajistit, aby p°φjemce dokßzal s dostateΦnou p°esnostφ rozpoznat zaΦßtek i konec ka₧dΘho jednotlivΘho bitu (resp. bitovΘho intervalu). Tomu se pak °φkß synchronizace na ·rovni bit∙. Stejn∞ tak je ale nutnΘ, aby si p°φjemce dokßzal jednotlivΘ bity sprßvn∞ "posklßdat" do cel²ch byt∙ Φi znak∙ - neboli aby dokßzal sprßvn∞ rozpoznat zaΦßtek a konec jednotliv²ch byt∙ Φi znak∙. Zde pak jde o synchronizaci na ·rovni znak∙ (byt∙). Ani ta vÜak jeÜt∞ nenφ postaΦujφcφ k tomu, aby p°φjemce korektn∞ rozpoznal takΘ zaΦßtek a konec p°enßÜen²ch blok∙. Krom∞ synchronizace na ·rovni bit∙ a cel²ch znak∙ je proto nutnΘ zajistit takΘ korektnφ synchronizaci na ·rovni blok∙ (rßmc∙).

Asynchronnφ a arytmick² p°enos

Jednou z mo₧nostφ je zajistit, aby si jednotlivΘ bity (bitovΘ intervaly) nesly informaci o svΘ dΘlce p°φmo v sob∞. To je mo₧nΘ za°φdit tak (viz obrßzek 4), ₧e se mezi jednotlivΘ bitovΘ intervaly vlo₧φ vhodnΘ odd∞lovacφ znaΦky. V²hodou je pak to, ₧e dΘlka jednotliv²ch bitov²ch interval∙, a tφm i modulaΦnφ rychlost, nemusφ b²t pevnß. Vysφlajφcφ zde nemusφ dbßt na to, aby jednotlivΘ bity vysφlal se stejnou modulaΦnφ rychlostφ - tu m∙₧e m∞nit podle toho, jak sßm pot°ebuje. Nev²hodou je ale skuteΦnost, ₧e odd∞lovacφ znaΦky p°edstavujφ dalÜφ mo₧n² stav p°enßÜenΘho signßlu, kter² nereprezentuje ₧ßdnß "u₧iteΦnß" data, ale jde zcela na konto re₧ie, sni₧ujφcφ p°enosov² v²kon.

Obr. 4: P°edstava asynchronnφho p°enosu

DalÜφ metoda zajiÜt∞nφ synchronizace na ·rovni bit∙ se sna₧φ minimalizovat re₧ii p°enosu a odd∞lovacφ znaΦky nepou₧φvat. Mφsto toho p°edpoklßdß konstantnφ modulaΦnφ rychlost, a dßle jednu velmi d∙le₧itou skuteΦnost: ₧e p°φjemce i odesilatel jsou vybaveni samostatn²mi "hodinami", podle kter²ch si sami odm∞°ujφ jednotlivΘ bitovΘ intervaly, a kterΘ "jdou" nezßvisle na sob∞.

TakovΘto hodiny vÜak nikdy nebudou ideßlnφ, a nebudou "tikat" naprosto shodn∞ - je v₧dy jen otßzkou Φasu, kdy se "rozejdou" natolik, ₧e v d∙sledku toho p°φjemce zaΦne vzorkovat p°enßÜen² signßl v nesprßvn²ch okam₧icφch. Ob∞ z·Φastn∞nΘ strany se tΘto ne₧ßdoucφ situaci brßnφ tφm, ₧e v₧dy na zaΦßtku p°enosu jednoho znaku (bytu) si svΘ hodiny spoleΦn∞ se°φdφ (tzv. zasynchronizujφ), a dßle poΦφtajφ s tφm, ₧e alespo≥ po dobu p°enosu danΘho znaku (bytu) se nerozejdou natolik, aby to zap°φΦinilo nekorektnφ vzorkovßnφ p°enßÜenΘho signßlu na stran∞ p°φjemce.

Tφm, na Φem si ob∞ strany se°φdφ svΘ hodiny, je tzv. start bit (tΘ₧: rozb∞hov² prvek), kter² uvozuje jednotlivΘ datovΘ bity ka₧dΘho p°enßÜenΘho znaku (zatφmco konec znaku vymezuje tzv. stop bit, tΘ₧: zßv∞rn² prvek).

Obr. 5: P°edstava arytmickΘho (nesprßvn∞: asynchronnφho) p°enosu

Existence rozb∞hovΘho prvku umo₧≥uje dosßhnout krom∞ synchronizace na ·rovni bit∙ takΘ pot°ebnou synchronizaci i na ·rovni cel²ch znak∙ (tj. sprßvn∞ rozpoznat zaΦßtek znaku). Dßle umo₧≥uje i to, aby mezi jednotliv²mi znaky byly r∙zn∞ velkΘ odstupy (prodlevy) - p°φjemce je na zaΦßtek ka₧dΘho jednotlivΘho znaku explicitn∞ upozorn∞n (start bitem).

Oba prßv∞ naznaΦenΘ druhy p°enos∙ ukazujφ obrßzky 4 a 5. Situace na obrßzku Φφslo 5 odpovφdß tzv. arytmickΘmu p°enosu, kter² je ale v praxi nesprßvn∞ oznaΦovßn jako asynchronnφ (proto₧e asynchronnφm p°enosem je ve skuteΦnosti p°enos na obrßzku Φ. 4).

Synchronnφ p°enos

Alternativou, v²hodn∞jÜφ pro dßvkov² charakter p°enos∙ (tj. pro p°enosy v∞tÜφch blok∙ dat) by bylo udr₧et pot°ebnou synchronizaci mezi p°φjemcem a odesilatelem po delÜφ dobu - nap°φklad po dobu p°enosu celΘho bloku, nebo jeÜt∞ lΘpe trvale.

S touto mo₧nostφ poΦφtß tzv. synchronnφ p°enos. Jeho podstatu nejlΘpe vystihuje p°edstava na obrßzku 6 b/, naznaΦujφcφ, ₧e p°φjemce i odesilatel sdφlφ jedny a tytΘ₧ hodiny, a dφky tomu mohou b²t trvale synchronizovßni (zatφmco u asynchronnφho p°enosu dle obrßzku 6 a/ mß ka₧d² z nich svΘ vlastnφ hodiny).

Obr. 6: P°edstava Φasovßnφ v p°φpad∞ a/ asynchronnφho (sprßvn∞ arytmickΘho) p°enosu b/ synchronnφho p°enosu

Jak ale tuto p°edstavu realizovat? Jednou z mo₧nostφ by bylo umφstit spoleΦnΘ hodiny nap°φklad u odesilatele, a k p°φjemci p°enßÜet jejich "tikßnφ" (ve form∞ pravideln∞ se m∞nφcφho, tzv. hodinovΘho signßlu) po samostatnΘm kanßlu - jak ukazuje obrßzek 7 a/. Takov²to samostatn² kanßl vÜak v∞tÜinou neb²vß k dispozici, a tak je nutnΘ hodinov² signßl vhodn²m zp∙sobem "zamφchat" mezi vlastnφ data. To lze d∞lat r∙zn²mi zp∙soby, z nich₧ jeden ukazuje obrßzek 7 b/. Nev²hodou tohoto uspo°ßdßnφ je ale skuteΦnost, ₧e modulaΦnφ rychlost (tj. rychlost zm∞n p°enßÜenΘho signßlu) bude dvojnßsobnß oproti p°enosovΘ rychlosti, a na udr₧ovßnφ synchronizace tak bude p°ipadat re₧ie ve v²Üi 100 procent.

Obr. 7: Mo₧nosti zajiÜt∞nφ synchronnφho p°enosu a/ samostatn²m p°enosov²m kanßlem pro hodinov² signßl b/ smφchßnφm hodinovΘho signßlu a dat

DalÜφ principißlnφ mo₧nostφ je nep°idßvat k vlastnφm dat∙m hodinov² signßl, ale umo₧nit p°φjemci, aby si jej odvozoval od samotn²ch dat. Tato p°edstava odpovφdß tomu, ₧e p°φjemce op∞t bude mφt vlastnφ hodiny, ale bude si je pr∙b∞₧n∞ se°izovat (synchronizovat) na ka₧dΘm datovΘm bitu, kter² p°ijme. Tato p°edstava ovÜem narß₧φ na jeden nep°φjemn² problΘm - vy₧aduje, aby se p°enßÜen² signßl pravideln∞ m∞nil (resp. aby nevznikaly velkΘ ΦasovΘ ·seky, v rßmci kter²ch by se p°enßÜen² signßl nem∞nil). I tomuto po₧adavku vÜak lze vyhov∞t - nap°φklad kombinacφ vhodnΘho k≤dovßnφ datov²ch bit∙ a pou₧φvßnφm paritnφch bit∙.