Lekcija 5 1. Koristeci dosadašnje rezultate, u stanju smo da odredimo fundamentalnu donju granicu očekivane vrednosti: a. suksnih kodova datog informacionog informacionog izvora b. preksnih kodova datog komunikacionog komunikacionog kanala c. vrednosti prefksnih kodova datog inormacionog izvora. . Kraftova nejednakost potvr!uje postojanje: a. "čekivane du#ine koda b. preksnih kodova datog komunikacionog komunikacionog kanala c. Fanoovog prefksnog koda $. %enon &anov kod: a. 'e lošiji što je entropija izvora manja b. (e zavisi od entropije c. Je bolji sto je entropija izvora veca ). *ko je entropija izvora veca: a. %enon &anoov kod je lošiji b. Šenon Fanoov Fanoov kod kod je bolji +. "čekivana du#ina kodnih reči -/ %enon &anoovog &anoovog koda data je izrazom.
0. a bilo koji diskretni izvor informacija informacija bez memorije, čija je entropija 2345: a. postoji log D, 67arni preks kod b. postoji barem jedan D-arni prefksni kod 8. 2afmanov algoritam kodovanja izvora informacija bez memorije, pomocu 67arnog preksnog koda, daje: a. optimalan kod maksimalne mogude očekivane vrednosti kodnih reči b. optimalan kod minimalne mog!e o"ekivane vrednosti kodnih re"i 9. 2afmanov kod pripada grupi: a. (eoptimalnih kodova b. #ptimalnih kodova . (ajoptimalniji kod predstavlja kod: a. ;ija je očekivana du#ina kodnih reci veca od očekivane du#ine kodnih reči drugog koda b. $ija je o"ekivana d%ina kodnih reci manja od o"ekivane d%ine kodnih re"i drgog koda 1<. 2afmanov algoritam konstruiše: a. =ise optimalnih kodova b. Kodne reči c. &refksni kod
11. Kod 2afmanovog koda broj neiskorišdenih listova u kodnom stablu koje odgovara optimalnom 67arnom preksnom kodu kodu izvora 4 sa n simbola je jednak: a. negativnom ostatku deljenja n71 sa 671 b. pozitivnom ostatk deljenja n-' sa D-' 1. Kod 2afmanovog koda za dati izvor informacija 4, u kodnom stablu koje odgovara optimalnom 67arnom preksnom kodu za 4, postoji najviše: a. 67$ neiskorišcenih listova i svi se oni nalaze na maksimalnoj dubini kodnog stabla. b. 67 iskorišcenih listova i svi se oni nalaze na maksimalnoj dubini kodnog stabla. c. D-( neisk neiskori)cenih ori)cenih listova i svi se oni nalaze na maksimalnoj dbini kodnog stabla. 1$. Kod 2afmanovog koda broj listova u 67arnom stablu je: a. 1/k 36715, gde je k broj unutrašnjih čvorova, ne uključujudi koren koren b. 1/ 3675, gde je k broj unutrašnjih čvorova, uključujudi koren koren c. '*k +D-', gde je n broj ntra)nji ntra)njih h "vorova klj"jci koren 1). 2afmanovo kodovanje je optimalno, što znači da ako je jedan 2afmanov kod informacionog informacionog izvora 4, a > drugi jednoznačni kod istog izvora, tada je: a. E?@ABCE?zA b. E?@ACCE?zA c. EL/012ELz0 Lekcija 3 1+. Drenos informacija podrazumeva: a. jednu od tehnika kodovanja b. njihovo preno)enje iz jedne ta"ke drg ili njihovo preno)enje kroz vreme 10. Drimer prenošenja od jedne tačke do druge je: a. memorisanje nekog sadr#aja na nekom memorijskom mediju b. komni komniciranje ciranje izmedj dva mobilna teleona jednoj mre%i 18. Drimer prenošenja kroz vreme je: a. komuniciranje izme!u dva mobilna telefona u jednoj mre#i b. memorisanje nekog sadr%aja na nekom memorijskom memorijskom medij 19. 4 uslovima izuzetno visokog šuma nije uopšte moguce obaviti pouzdan prenos poruka. 4acno. 1. (ivo šuma je takav: a. da nije mogude preneti poruke sa prihvatljivim nivoom grešaka u prenosu b. da je mog!e preneti porke sa prihvatljivim nivoom gre)aka prenos <. "snovna ideja zaštitnog kodovanja je: a. izbacivanje redundanse u kodirane poruke b. konstruisanje optimalno kodirane poruke c. dodavanje redndanse kodirane porke
1. (a slici je prikazan:
a. odel komnikacionog kanala b. Drenos informacije sa kodom za ispravljanje greške . Eimbol je element skupa koga nazivamo: a. Doruka b. 6labet $. 4lazna sekvenca 3sekvenca koju treba preneti5 u potpunosti : a. avisi od dekodovanja informacionog izvora b. Je odredjena inormacionim izvorom ). Fzlazna sekvenca 3primljena sekvenca5 je odre!ena uslovnom: a. verovatnocom ulaza za poznati izlaz b. verovatnocom izlaza za poznati laz +. 6iskretni kanal bez memorije je najjednostavniji komunikacioni kanal formalno je odre!en sa: a. ;etri veličine b. 6ve veličine c. 4ri velicine 0. 6GH komunikacioni kanal je vremenski a. Dromenljiv b. 7e promenljiv 8. (ajprostiji 6GH kom. kanal je: a. EH b. IEH c. 89:
9. Elededa slika predstavlja:
a. 2afmanovo stablo b. 1 i < c. Dijagram binarnog simetri"nog kanala +89:, . 4koliko prenosimo 9 poruka po $ bita preko JEH dobijamo verovatnocu korektnog prenosa 317p5$ C <.$ C <.8, što znači da je JEH sa parametrom p: a. <.< b. <.<1 c. <. d. ;.' $<. 4koliko je verovatnoca korektnog prenosa poruke <.8, odgovarajuca verovatnoca greške je: a. 1/<.81 b. $7<,8 c. '-;.<(= $1. a kanal ka#emo da je bez povratne sprege ukoliko raspodela verovatnoce: a. ulaza zavisi od izlaza b. laza ne zavisi od izlaza ili ormalno $. Kapacitet kanala: a. "dre!uje deo kanala u kom šum ne deluje na informacije b. eri sposobnost jednog kanala da prenosi inormacije $$. Kapacitet kanala je: a. maksimalna količina informacija koje ulaz kanala mo#e preneti na izlaz b. maksimalna prosecna koli"ina inormacija koje laz kanala mo%e preneti na izlaz $). Elededi izraz odre!uje:
a. Kapacitet H diskretnog kanala sa memorijom b. >apacitet : diskretnog kanala bez memorije
$+. (a slici je predstavljen kanal sa:
a. (esimetričnim ulazom i simetričnim izlazom b. 9imetri"nim lazom i ne simetri"nim izlazom $0. (a slici je predstavljen kanal sa:
a. Eimetričnim ulazom i nesimetričnim izlazom b. 9imetri"nim izlazom i ne simetri"nim lazom. $8. Etoga je nala#enje raspodele verovatnoce ulaza za koju se dosti#e kapacitet simetričnog 6GH kanala: a. ekvivalentno nala#enju ulaza koji maksimizuje odre!enost izlaza b. ekvivalentno nala%enj laza koji maksimizje ne odre?enost izlaza $9. 6GH je simetričan ako je istovremeno sa simetričnim ulazom i sa nesimetričnim izlazom.
7etacno $. 6GH je simetričan ako je istovremeno sa simetričnim ulazom i sa simetričnim izlazom. 4acno )<. Elededi izraz predstavlja:
a. Jrzinu prenosa 3za osnovu b5 koda kojim se koduje diskretan izvor 4 sa L M4 L poruka, čije su kodne reči različite du#ine b. 8rzin prenosa +za osnov b, koda kojim se kodje diskretan izvor @ sa AB @A porka "ije s kodne re"i fksne d%ine )1. Jinarni kod sa 9 kodnih reči i du#inom kodnih reči 0, brzina prenosa je: a. 1N+ b. 1N$ c. 'C( Lekcija < ). Kod koda ponavljanja verovatnoca pogrešnog dekodovanja te#i nuli, kada a. smanjujemo broj ponavljanja 3a samim tim i du#ine kodnih reči5 b. povecavamo broj ponavljanja +a samim tim i d%ine kodnih re"i, )$. 4koliko primenimo kod ponavljanja, dovoljno velik broj ponavljanja: a. u stanju smo da kompenzujemo gubitke usled šumova na kanalu do mere koja je denisana kapacitetom kanala b. stanj smo da kompenzjemo gbitke sled )mova na kanal do proizvoljne mere )). Jrzina koda sa ponavljanjem je 3n7 broj ponavljanja5: a. n b. 1-n c. 'Cn )+. 4koliko kod koda ponavljanja, konstantno uvecavamo n: a. Jrzina prenosa ostaje prihvatljiva b. 8rzina prenosa postaje ne prihvatljiva )0. *ko je kapacitet jednog 6GH, HC<.+ bita za prenos poruka JEE izvora. *ko se prenos vrši brzinom OC<.+, tada dobijamo grešku najmanje 11P, što znači: a. da ce najmanje 11P bita biti pogrešno dekodovano ako ne koristimo kod za ispravljanje grešaka b. da ce najmanje '' bita biti pogre)no dekodovano bez obzira kakav kod koristili za ispravljanje gresaka )8. Dovratna sprega ima značenje kada je: a. OQH b. E: )9. 4potrebom povratne spege, u slučaju kada je O manje od H: a. (e poma#e kodovanju i dekodovanju samim tim nemamo kontrolu nad greškom
b. &ojednostavljje kodovanje i dekodovanje i omog!ava postizanje %eljene gre)ke dekodovanja ). Eledecim izrazom denisana je verovatnoca greške na izlazu kanala:
a. Jez upotrebe povratne sprege b. 8ez potrebe povratne sprege kapaciteta : i koliko je E1: +<. *ko je OBH sigurni smo da postoji kod: a. čija je greška dekodovanja bita Pb uvek ista. b. "ija je gre)ka dekodovanja bita Pb po zelji mala. +1. %enon je svojim radom R A mathematical theory of communicationS iz 1)9 objasnio ako je brzina ispod kapaciteta kanala: a. povecanje pouzdanosti prenosa se ne mo#e u potpunosti ostvariti konstrukcijom kompleksniji sistema kodovanja i dekodovanja, bez promene odnos signalNšum b. pove!anje pozdanosti prenosa se mo%e potpnosti ostvariti konstrkcijom kompleksnijih sistema kodovanja i dekodovanja bez potrebe da se menja odnos signalC)m. +. Hilj teorije kodovanja je dizajniranje: a. kodova što manje brzine da bi se smanjio procenat grešaka i pojednostavilo dekodovanje b. efkasnih za)titnih kodova odnosno kodova )to ve!e brzine i )to manje gre)ke dekodovanja. Lekcija G +$. Kada se jedna kodna reč Zi prenosi po nekom kanalu sa šumovima i na izlazu kanala primi T, tada se odgovarajuca greška u prenosu dobija kao: a. bir e C T / Zi b. Oazlika e C Zi 7 T c. Eazlika e2HI-Hi +). Ključna ideja algebarskog kodovanja je dodavanje: a. redudansne strukture u skupu kodnih reči tako da se greška mo#e lako izraziti pomodu operacija koje denišu količinu redudanse b.algebarske strktre skp kodnih re"i tako da se gre)ka mo%e lako izraziti pomoc operacija koje defni) t algebarsk strktr ++. Oazlike binarnih sekvenci denišu se preko: a. *(6 b. *(67>"O c. #E +0. Oezultat je 11<117<11<1 a. 1<<<1 b. <11<1
c. ';''; +8. 67arni blok kod du#ine n je: a. prazan skup vektorskog prostora n7torki U&365n b. ne prazan podskp vektorskog prostora n-torki KF+D,n +9. Koji od navedenih skupova pripada blok kodu: a. V1<<<,1<11,1<1<,111W b. M'';';'';''';N +. 4koliko kodne reči nisu iste du#ine: a. Oadi se o blok kodu b. 7e radi se o blok kod 0<. 2emingovo rastojanje izme!u dve kodne reči predstavlja: a. Jroj pozicija označene sa nulom b. (ijedan od odgovora c. 8roj simbola+pozicija, kojima se te dve kodne reci razlikj 01. 2emingovo rastojanje izme!u 1<1< i <1<1: a. 0 b. < c. O 0. 2emingovo rastojanje izme!u 1<1< i 111<1: a. $ b. ) c. 7ije defnisano bdci das reci razlicite dzine 0$. 2emingovo rastojanje zadovoljava tri aksioma metričkog rastojanja a. Ueometrija b. 'ednakost trougla c. 'edinično rastojanje d. 9imetrija 7lto rastojanje i ne jednakost trogla 0). Ie#ina jedne kodne reči jednaka ja: a. Jroju nultih pozicija u toj reči b. 8roj ne nltih simbola toj reci 0+. Ie#ina reči <<<1<<< je: a. 0 b. ' 00. 2emingovo rastojanje dve kodne reči jednako je te#ini njihove razlike. 4acno 08. 2emingovo rastojanje dve kodne reči jednako je broju nultih pozicija njihove razlike. 7etacno 09. Ie#ina kodnih reči je uvek: a. (egativna ili različita od nule b. Dozitivna ili različita od nule c. &ozitivna ili jednaka nli 0. 6etektovanje greške ekvivalentno je sa detektovanjem ne nulte te#ine kodne reči. 4acno
8<. Kod dekodovanja minimalnog rastojanja i maksimalne verodostojnosti, minimizacija je ekvivalentna nala#enju najbli#e kodne reči u odnosu na: a. Doslatu b. &rimljen 81. (a osnovu minimalnog rastojanja postoji način da se unapred za zadati kod: a. (e mo#e reči koliko grešaka mo#e detektovati, a koliko ispraviti b. oze reci koliko gre)aka mo%e detektovati a koliko ispraviti 8. Elededi izraz na slici:
a. Dotvr!uje da je minimalno rastojanje koda H minimalno 2emingovo rastojanje dmin 3H5 izme!u bilo koje dve iste kodne reči b. &otvr?je da je minimalno rastojanje koda : minimalno Pemingovo rastojanje dmin +:, izme? bilo koje dve razlicite kodne re"i 8$. Jlok kod du#ine n i dekodovanjem minimalnog rastojanja, mo#e za bilo koja dva broja t i s, da ispravi sve oblike nizova grešaka sa ukupno t ili manje grešaka i da detektuje sve oblike nizova grešaka sa t/1,...,t/s grešaka, ako i samo ako je minimalno rastojanje koda striktno: a. Ganje od t / s b. Qece od (t*s 8). Gaksimalni kapacitet ispravljanja grešaka denisan je izrazom: a. 3dmin 3H5/15N b. 3dmin 3H571571 c. +dmin +:,-',C( 8+. Jlok kod sa minimalnim rastojanjem 9, t7$ i s71: a. Fspravljanje $ greške i detektovanje + greške b. Rspravljanje S greske i detektovanje O greske 80. 6a bi blok kod mogao da ispravlja 1 grešku, njegovo minimalno rastojanje mora biti barem : a. b. 1 c. S Lekcija = 88. inearni kodovi predstavljaju jednu od najznačajnijih klasa kodova zbog njihove: a. kompleksnosti b. du#ine c. jednostavnosti i lake implementacije 89. inearni kodovi su blok kodovi koji predstavljaju: a. generator matrice b.vektorski prostor 8. Evaki linearni kod a. (e sadr#i nula kodnu reč b. 9adr%i nla kodn re" 9<. 'edan 3n,m5 67arni linearni kod sadr#i 6 m različitih kodnih reči:
a. (e uključujudi i nula kodnu reč b. @klj"jdi i nla kodn re" 91. Jrzina prenosa linearnog 3n,m5 koda je a. O C n N m b. O C log n N m c. E2mCn 9. (a slici je prikazana generator matrica:
a. (esistemske forme b. 9istematske orme +matrica parnosti, 9$. Kada 3n,m5 linearni kod koristi sistematsku formu generator matrice, tada je prvih m simbola od ukupno n simbola kodne reči egzaktno a. različit simbolima poruke b. jednak simbolima porke 9). Jinarna suma bita poruke za poruku <11<1 je: a. < b. ' 9+. Jinarna suma bita poruke za poruku <<1<1 je: a. 1 b. ; 90. Gatrica 2 dimenzije 3n7m5 @ n je verikaciona matrica za: a. Uenerator matricu b. D-arni linearni kod : 98. 6ualni kod dualnog koda H je: a. Uenerator matrica b. =erikaciona matrica c. sam kod : 99. Uenerator matrica jednog koda je generator matrica njegovog dualnog koda i obrnuto. 7etacno 9. Uenerator matrica jednog koda je verikaciona matrica njegovog dualnog koda i obrnuto. 4acno <. *ko je z kodna reč koja se prenosi, a e greška prilikom prenosa, primljena reč je: a. # C z / 2 b. # C z / U c. zT2z*e
1. Etoga je veličina # @ 2 t od posebne va#nosti kod dekodovanja i naziva se: a. Kodovana poruka b. =erikaciona matrica c. 9indrom . "pšta procedura dekodovanja primljene poruke je sledeca: a. Fzračunati korektor, Fzvršiti dekodovanje, Fzračunati sindrom b. Fzvršiti dekodovanje, Fzračunati sindrom, Fzračunati korektor c. Rzra"nati sindrom Rzra"nati korektor Rzvr)iti dekodovanje $. Kod linearnih kodova: a. (ije moguce izračunati minimalno rastojanje na osnovu verikacione matrice b. ogce je izra"nati minimalno rastojanje na osnov verifkacione matrice ). =erikaciona matrica binarnog linearnog koda: a. Fma nula kolonu b. 7ema nla kolon +. Jinarani 2emingov kod pripada grupi: a. Hikličnih kodova b. 8inarnih linearnih kodova 0. 6a li 2emingov kod mo#e da ispravi sve oblike vektora grešaka sa ukupno jednom greškom: oze 8. 6a li 2emingov kod mo#e da ispravi sve oblike vektora grešaka sa ukupno dve greške: 7e moze 9. =erikaciona matrica kod 2emingovog koda imade uvek nula kolonu i dve iste kolone: 7etacno . Kod 2emingovog koda verikaciona matrica: a. Fma dve iste kolone b. 7ema iste kolone 1<<. Kod binarnog 2emingovog koda minimalno rastojanje je uvek: a. 1 b. c. S 1<1. *ko je minimalno rastojanje $ kod 2emingovog koda: a. Kod mo#e da ispravi dve greške b. >od moze da ispravi jedn gresk 1<. (a slici je prikazana 2 matrica 2emingovog koda za rC:
a. b. ) c. S Lekcija '; 1<$. Kod cikličnih kodova svaka ciklična permutacija kodne reči je: a. sindrom reč b. kodna rec 1<). Hiklični kodovi su va#na klasa: a. Konvolucionih kodova b. Linearnih kodova 1<+. Hiklični kodovi su u pogledu algebarske strukture kompletnije od: a. =erikacionih prostora b. Qektorskih prostora 1<0. Hiklični kodovi za svoju reprezentaciju koriste: a. Hiklone b. "rtogonalne matrice c. &olinome 1<8. %ta su polinomske prezentacije reči 1<<<1: a. >$/> b. O*' 1<9. *ko je z3>5 polinom koji odgovara kodnoj reči z cikličnog koda du#ine n, tada svaki polinom p3@5,p3@5-z3@5 mod 3> n715 odgovara polinomu čija odgovarajuca kodna reč pripada: a. drugom cikličnom kodu 3ciklični pomeraj u levo plus linearne kombinacije5 b. istom cikličnom kodu 3ciklični pomeraj u desno plus linearne kombinacije5 c. istom ciklicnom kod +cikli"ni pomeraj levo pls linearne kombinacije, 1<. Uenerator cikličnog koda du#ine n je faktor polinoma: a. >n/1 b. >n7 c. n-' 11<. Kod Hikličnih kodova nula kodna reč se koduje uvek u nula kodnu reč. 4acno 111. Kod cikličnih kodova : a. sindrom zavisi samo od količine šuma, a ne i od emitovane kodne reči b. sindrom zavisi samo od greske a ne i od emitovane kodne reci 11. Kod cikličnih kodova u procesu dekodovanja prvo izračunavamo: a. Korektor b. 9indrom
11$. ?Xuot,remdA C gfdeconv3b,a,p5, navedena funkcija iz matlab7a, predstavlja funkciju za: a. 6eljenje tri polinoma b. Deljenje dva polinoma
Lekcija '' 11). (a slici je prikazan proces kodovanja:
a. Hikličnim kodom b. inearnim kodom c. >onvolcionim kodom 11+. Kod konvolucionog koda svaki simbol poruke se koduje u: a. Iri simbola b. 'edan simbol c. Dva simbola 110. Jrzina konvolucionog koda je: a. 1 N 0 b. 1 N ) c. 'C( 118. Kod konvolucionih kodova bilo koja linearna kombinacija kodnih reči je : a. Dolinom b. Konvolucija c. >odna rec 119. Kod konvolucionih kodova krace kodne reči izjednačavaju prema du#oj: a. 6odavanjem jednica b. Dodavanjem nla 11. Konvolucioni koder je mašina stanja 3state machine5. Oad takvih sistema je odre!en: a. Dolinomom stanja b. Dolinomnom konvoluciom c. Dijagramom stanja 1<. Uraf čiji su čvorovi sva moguca unutrašnja stanja kodera konvolucionog koda je: a. Konvolucija unutrašnjeg stanja b. Dijagram stanja kodera 11. (a slici je prikazan dijagram:
a. Etanja 2emingovog algoritam b. Etanja Hikličnog koda c. 9tanja >onvolcionog kodera 1. Oešetka dimenzije m konvolucionog koda 3n,k,r5 predstavljaju: a. putanje u dijagramu stanja različite du#ine razvijene u vremenu b. ptanje dijagram stanja iste d%ine razvijene vremen 1$. 6ekodovanje kodne reči sa minimalnim brojem grešaka kod konvolucionog koda je: a. najpogodnija putanja se deniše kao putanja sa minimalnim %enonovim rastojanjem u odnosu na poruku koja se dekoduje b. najpogodnija ptanja se defni)e kao ptanja sa minimalnim Pemingovim rastojanjem odnos na pork koja se dekodje. 1). =iterbijev algoritam predstavlja: a. (ala#enje najdu#e putanje koja se mo#e dinamički programirati b. 7ala%enje najbli%e ptanje se mo%e obaviti dinami"kim programiranjem 1+. =iterbijev algoritam dekoduje jedan za drugim blokove kodnih reči: a. pamtedi u svakom koraku samo globalno moguda rešenja b. pamte!i svakom korak samo lokalno optimalna re)enja 10. Korisno za =iterbijev algoritam, je svojstvo da je broj najboljih putanja za svaki vremenski korak: a. uvek vedi ili različit od broja stanja kodera b. anji ili jednak broj stanja kodera 18. =iterbijev algoritam je: a. ksponencijalne kompleksnosti b. Linearne kompleksnosti 19. (a slici je prikazan proces dekodovanja sa:
a. Jiterbi algoritmom b. =iterbi algoritmom sa mre#nom strukturom c. Qiterbi algoritmom sa re)etkastom strktrom 1. (a slici plava linija predstavlja:
a. Kodovanu poruku b. #ptimaln ptanj +-1kodna re", 1$<. Ginimalna te#ina jednog konvolucionog koda jednaka je: a. minimalnom broju nultih simbola na putanji koja polazi i završava se u nenultnom stanju b. minimalnom broj nenltih simbola na ptanji koja polazi i zavr)ava se nltnom stanj
Lekcija '( 1$1. (a slici je prikazan:
a. 6igitalni konvolucioni koder da modulatorom b. *nalogni komunikacioni sYstem c. Digitalni komnikacioni sistem 1$. *OZ: a. automatsko izdavanje zahteva za slanje nove poruke b. automatsko izdavanje zahteva za kraj komunikacije c. atomatsko izdavanje zahteva za ponavljanjem porke 1$$. &H: a. automatsko izdavanje zahteva za slanje nove poruke b. dekodovanje primljene sekvence kao najbli%e kodne re"i 1$). Kada se dogode detekcije greške, šalje se zahtev za ponavljanjem poruke. a. &H b. *ZO c. ZOH d. 6EU
1$+. *OZ a. Dovedava brzinu prenosa b. (e menja brzinu prenosa c. 9manjje brzin prenosa 1$0. Koja tvrdnja je istinita[ a. &H je daleko jednostavnije dekodovanje u pore!enju sa *OZ b. 6EU je daleko jednostavnije dekodovanje pore?enj sa FV: 1$8. Koja tvrdnja je istinita[ a. *OZ ne zahteva dodatni povratni kanal, koji zavisno od primene i scenarija komuniciranja je uvek na raspolaganju b. 6EU zahteva dodatni povratni kanal 1$9. Dostoje dva tipa *OZ: a. Etani i idi b. Drekidani c. 9tani i "ekaj neprekidni 1$. Kod *OZ, (*K predstavlja: a. Dozitivnu potvrdu b. 7egativn potvrd 1)<. Eelektivni *OZ: a. prenosi ponovo sve kodne reči b. prenosi ponovo samo kodne re"i primljene sa gre)kom 1)1. OE kodovi pogodni su za ispravljanje: a. nekoncentrisanih, pojedinačnih grešaka b. koncentrisanih paketnih gre)aka 1). Go#e se reci da konvolucioni kodovi: a. 6aju lošiji rezultat od blok kodova b. s efkasniji od blok kodova 1)$. 2ibridni *OZ: a. 6etektuje ali ne ispravlja grešku b. Detektje gre)k i zahteva slanje bitova za korekcij 1)). (ačin za korigovanje paketskih grešaka je: a. Fnterdivide b. intermove c. interliving 1)+. 6va tipa interlivinga su blok interliving i konvolucioni interliving. 4acno
1)0. (a prijemu se kodne reči deinterlivinguju pre dekodovanja. 4acno 1)8. (a prijemu se kodne reči interlivinguju pre dekodovanja: 7etacno 1)9. Konkatenacija je: a. Kombinovanje dve kodne reči ili vise kodnih reči zbog boljeg interlivinga b. >ombinovanje dva koda serijskoj vezi 1). HFOH koder koristi: a. dva nivoa interlivinga i dva konkatenirana Oid Eolomonova koda b. tri nivoa interlivinga i tri konkatenirana Oid Eolomonova koda c. tri nivoa interlivinga i dva konkatenirana Eid 9olomonova koda Lekcija 'S 1+<. Hilj kriptograje je : a. Kodovanje poruka u cilju obezbedjenja tačnosti b. Kodovanje poruka u cilju ekasnijeg prenosa c. >odovanje porka cilj obezbe?enja tajnosti i atenti"nosti 1+1. 6ešifrovanje je: a. (edeteriminističko b. Deterministi"ko 1+. %ifrat H je jednoznačno odre!ena ako se zna: a. H i K b. H i G c. i > 1+$. Kriptoanalitičar ima za cilj da: a. razvije metod za tajno pisanje b. obezbedi siguran prenos poruke c. razvije sistem tajnostiCatentifkacije 1+). (eautorizovani korisnici: a. naju ključ K b. 7e znaj klj" > 1++. %ifrat i poruka su svima dostupni a ključ nije. 7e +nije dostpna ni porka, 1+0. Eistem je perfektan ukoliko je uzajamna informacija izme!u šiftata i poruke: a. Oazličita od nule b. jednaka nli
157. I(C;M) !; označava da je:
a. %ifarski sistem jednoznačan b. Eifarski sistem diskretan c. Šiarski sistem perektan 1+9. Kod perfektnog šifarskog sistema: a. Jroj mogudih poruka je jednak broju šifrata b. og!ih klj"eva mora biti makar koliko i mog!ih porka 1+. Kod "ne#$ime#Pa% za ključ se koristi slučajni binarni niz: a. ;ija je du#ina duplo veda od poruke b.>oji mora biti barem kompleksan koliko je i porka 10<. Kod "ne#$ime#Pa%: a. Fsti ključ se sme koristiti samo dva puta b. Fsti ključ se uvek koristi zbog jednoznačnosti c. Rsti klj" se koristi jednom 101. 4koliko koristimo isti ključ kod "ne#$ime#Pa%: a. "lakšavamo razmenu ključa b. 'ačamo kriptografski sYstem c. >ompromitjemo sistem 10. Kod perfektne šifre: a. Dostoji ključ koji preslikava svaku poruku u svaki šifrat sa nejednakom verovatnodom b. &ostoji klj" koji preslikava svak pork svaki )irat sa jednakom verovatno!om 10$. Iačka jedinstvenosti je najmanja količina šifrata kojom mora raspolagati kriptoanalitičar: a. 6a bi mogao da odredi šifrat H jednoznačno b. Da bi mogao da odredi klj" > jednozna"no 10). (ajmanja količina šifrata koja omogucava da sistem bude razbijen naziva se: a. Kritična tačka b. 4a"ka jedinstveosti 10+. Kolika je tačka jedinstvenosti kriptosistema kojim se šifruju poruke iz alfabeta od 0 znakova, pri čemu je entropija poruka $ bitaNpo znaku, dok je entropija ključa $$ bita. a. . b. +9 c. =.( 2 +SSC+log=3-S,, 100. Kolika je ztačka jedinstvenosti kriptosistema kojim se šifruju binarne pruke, redundanse +P, dok su ključevi du#ine 10 bita i uniformno su raspodeljeni. a. 8) b. 9 c. 3O +'3C;.(5W',
108. *utentikacija obezbedjuje mehanizam kojim se mo#emo uveriti da je
a. primljena poruka poslata od neautorizovane osobe b. da nije pokušan napad na poruku c. primljena porka poslata od atorizovane osobe
