Способ генерации помехоустойчивого двоичного группового кода

Способ генерации помехоустойчивого двоичного группового кода

Иллюстрации

Показать все

Реферат

 

О П N С A И И Е l66I68

СОЮЗ СОВЕТСКИХ

СОЦИАЛИСТИЧЕСКИХ

РЕСПУБЛИК

К АВТОРСКОМУ СВИДЕТЕЛЬСТВУ

Зависимое от авт. свидетельства №

Заявлено 2б.V11.1962 (_#_s 788381/26-24) Кл. 42m, 14ф1 с присоединением заявки №

Приоритет

МПК С 06j

УДК 681.142(088.8) ГОСУДАРСТВЕННЫЙ

КОМИТЕТ ПО ДЕЛАМ

НЭОБРЕТЕНИЙ и ОТКРЫТИЙ СССР

Опубликовано 10.XI.1964. Бюллетень № 21

Дата опубликования описания 18.II,1965

p (T. (() Ig n н л < <

Авторы изобретения

Н. Н, Буга и И. М. Иэрайлнт

Заявитель ччйв "л йе-7=,имззх лл„СПОСОБ ГЕНЕРАЦИИ ПОМЕХОУСТОЙЧИВОГО

ДВОИЧНОГО ГРУППОВОГО КОДА

Известен ряд способов лострое«ия кодов с коррекциси опгибок. Предлагаемый способ отличается от известных тем, что, с целью коррекции ошибок любой заданной кратности, используется информационное управление непериодическими последовательностями двоичных символов. Это достигается коммутацией нз периодических импульсных последовательностей, генерируемых схемал<и деления частоты импульсов на два, непериодических импульсных последовательностей, с дальнейшим использованием полученных результирующих последовательностей в качестве образующих, которые при. суммировании пх по модулю два образуют алфавит сообщений.

Общий способ построения групповых кодов основан на алгоритме к-1

Ф(к) = Я «, У< (I)

=о где: Ф(к) — рсзультиру<ощий групповой код; к — число информационных символов; а< — информационные символы; Yl — образукнцие векторы; ф — знак посимвольного суммирования произведений <10 модулю два. < (астныи способ посгроепия групповых кодов основа на алгоритме: л — <

F () 0 " " (2)

<=-О г, е р(к) — результирующии групповон к

Х, — образующие периодические в< торы специального вида, сосlc щие из нулей и единиц, прин

5 каждый последующий вектор г лучается иэ предыдущего де.. нием частоты следования и пульсов на два.

Остальные обозначения те же, что и в (!

10 Предлагаел<ый способ генерации помехоу тойчивых двоичныx кодов использует инфо мационное управление непериодическими rt следовательностями двоичных символов, и лучаемых иэ периодических последовательн

15 стей Х«, Х ... Х„- > путем специальной кол<му< цин их по закону:

Ф(к) = Р(к)+ к(к) где: Ф(к) — результирующий групповой кол

20 Р(к) — алгоритм по форл<уле (2);

Х(к) — дополнительный кодовый nor ном;

+ — знак, символизирующий продс жение (дополнение) периоди

25 ских образующих векторов сос ветствующими векторами (к).

Предлагаемый способ в зависимосги от г . буемой корр< ктнрующей способности мож быть реализован в соответствии с тремя вс

30 можными вариантами формирования поли< ма А(к).

Прдпасная группа JV. И5

166168

4 фиг. 5 — блок-схема кодирующсго устройства (вариант III).

Вариант 1 «сл«. фиг. l и 2). Схема выполнна для к=4, S=-2, п =12, А = 16, Генератор 1 создает периодическую последовательность Хо. В результате деления частоты следования илгпульсов Хо на два на выходе каждого из триггеров Т1 — Ts образуются периодические импульсные последова1ельщ ности Х1, Х», Хв.

Цикл работы кодирующего устройства (l2 импульсов генератора I) делится на два периода, Первый период содержит восел«ь импульсов генератора, при этом на вход схем ло15 гического умно>кения 2 — 5 подаются соответственно импульсные последовательности Х,—

Х,. После окончания первого периода срабатывает управляющий каскад б, Импульс с выхода управляющего каскада

20 запирает ключ 7 и переключает каскад 8.

В результате на схемы 8 — а подаются соответственно последовательности Х1, Х», Хо,», Последовательность Х„1» образуется суммированием по модулю два последовательностей

25 Хо, Х1 и Х»(в двоичных сумматорах 9 и 10. Таким образом, в соответствии с алгоритмом (4) формируются символы дополнительного кодового полинома Л(к). На вход схем совпадения

2 — а подаются информационные символы ао—

30 а»

Сумматоры П вЂ” И выполняют алгоритм (8) и на выходе стробирующей схемы 14 получается результирующая кодовая комбинация.

S5 ььый кодовый полиа,,+» =a»;,, ..

Хai (4) ьтирующей кодовой довых групп, постро«о алгоритмам (2) и те же, что и в (1), Ь1 ь, bs bs

Ь1О

ЬВЯ Ь11 ЯЬ1»

oi Ь8

b» 4 (», Ьо Ь1

Ьв bs

40 о«» =

Ь11

Ьв® Ь1оQ Ь1»

Ьв

bi

b» а1

Ьз -- а»

Ь4 — «1Q«3 а»

«о

44» = ао=

Ь(оЯЬ11®Ь1»

1-Ia фнг, I показана блок-схема кодирук)щсго устройства (««upi«a««I I); на фиг, 2 — блоксхема декоднрую«пего устройсчва ((«ариан

1); на фиг, 3 — блок-схема «о«нрующ(го устройства (варна «т II); на фнг. 4 — блок-схема декодирующего устройства (варнант II); на (2), (3).

Ес. и S — число корректируемых ошибок, то

n=4 2«ои»8+log»S+3 (5) к = 3+!оцг S (6)

А = 4 ° 2 0<, (7) где А — алфавит передаьавмых сообщении, Вариант 11. Дополнительный кодовый Iloлицом Л(к) имеет вид к †»

1(к) = у«,Х, Я«««X„(8)

1«е1 где Х, — периодические образующие векто. ры, остальные обозначения пояснены выше, В этом варианте могут быть построены две группы «оодов для одного и того же к: для 5,2к-о — 1

=3, 2к — — 2(3. 2к — 5 — S — 1) (10)

А =2 (11) дЛЯ 3,2к — 4 — 1 «(S (2к-» ) (12)

n = 2 — 2(2"- — - S-1) (13)

А 2" (14)

Обозначения пояске««ы выше, Вариант llli. Дополнительный кодовый по. лином Л (к) имеет вид;

m к(к 41

«(«) = Я) «,Х, Я ««Х«((5)

1=1 ак 1 где m — число недостающих уравнений проверок при декодировании; остальные обозначения те >ке, что и выше.

В этом варианте: п =4(S+1) (16)

А = 2«о(4»к (17)

Р((ссл«отрим работу функциональных схем, соотв(тствующнх вариантам I — III, Ф

Декодирование состоит в решении уравне. ниВ где Ь вЂ” символы принятой кодо«)()й комба.

55 нации; а — искомые инфорл«ациониыс снмво.«ы, Ка«< слс.)ует нэ соотношений (!8) прн )«сна>кении в прип)ггой кодовой комб)«ниц)(и не бо ь0 лсс двух символов переданное сообщсние «о— а» будет полнос«ыо восстановлсио, пр:1 наля. чцн тр x искаженных симголов схема обнаружит ошибку, но не (л«ожс« 1«справнгь сс.

Декад)(ро()а)«1«е принятой колов()й к«)л«6)((«ао5 цнн осуществляется в один этап (см, фиг, 2), IBBI B8

b1 be (з 04 ь, — ь, Ь7 be

be bip

bie з (7з (74

4 77

Ов Ов

be 11

b1p 7з (19) b, be Qi

bs ue

bi aiba аз

bp аз

Op = (711® аз и работает точно так же, как и в варианта I.

На вход сумматоров 15 — 32 подается принятая кодовая комбинация. С выхода сумматоров 15 — 32 подаются сигналы, соответствующие решениям уравнений (18). Эти сигналы пгступают на вход решающих ycrpoficrs 33—

3$. Сигналы с выхода решающих устройств

33 — 35 подаются на коммутаторы ошибок36-38, пре ставляющие собой пороговые устройства, выдающие сигналы О или 1, соответствующие информационным символам а7 — аз прн условии «большинства» одноименных результатов проверок соотношений (18) нли сигнал

«3 ошибки» вЂ” при наличии неопределенности при проверках. Схема «ИЛИ» 39 логически суммирует выход каскадов 36 — 38, Так к: к наличие трех ошибок однозначно фиксируется коммутаторами .36 — 38, то для определения символа ор в решающем устройстве 40 используйся проверка «по большинству» только пяти входных величин, поступающих на су. гматоры 4(— 45. Коммутатор ошиоск 46 не имеет выхода сигнала «3 ошиоки», Вариант II. Кодирующее устройство (см. фиг. v) состоит иэ тех же основных каскадов, что и схема на фиг. 1, но в отличие от неепереключающий каскад 8 коммутнрует последовательности Xp If Хз. В результате ос;чцествляется алгоритм (8).

Декодирующее устройство (см. фиг, 4) обеспечнвает решение уравнений проверки:

Вариант III. Схема построена для к =, .

S=6, n=28, А =32.

Кодирующее устройство (см, фиг. 5) работа ет следующим образом. В пределах l — 16 им

S пульсов генератора (на входы схем совпаде ния 2 — 6 поступают соответственно последо вательности ХΠ— Хз.

В дальнейшем, как следу т из выраженн (15), для получения образующих векторе:

10 У> требуется двойная коммутация. Управляю щий каскад 7 формирует импульс управле ния, действующий в течение следования 17—

24 импульсов генератора 1. При этом пере ключающий каскад 8 пропускает на вход схе

15 мы совпадения 6 последовательность Х«. По сле окончания работы мультивибратора 7, по следний задним фронтом своего импульса за пускает управляющий каскад 9 (ждущи1 мультивибратор), который обесгечювает про20 хождение через каскад 10 последовательности

Х на схему совпадения 5. Во время работы управляющих каскадов 7 и 9 ключ 11 заперт. Последовательности ХΠ— Х4 образуются соответственно в результате деления на два

2S частоты следования импульсов генератора 1 в триггерах (2 — 15. Сумматоры (б — (9 выполняют алгоритм (3), и на выходе стробирующей схемы 20 получается результиру ощая ходовая комбинация, Зо Синтез декодирующего устройства суы-ствляется по методике схем вариантов I и 11 и не представляет трудностей.

Предмет изобретения

35 Способ генерации помехоустойчипого двоичного группового кода, o7ëè÷àioùèéñÿ тс,, что, с целью коррекции оц ибок любой за t iной кратности, используют коммутацию иэ периодических импульсных последовательностей, 40 генерируемых схемами деления частоты импульсов на два, непериодических импульсных последовательностен, с дал нейшим нспольэоьанием полученных результирующих последс вательностей ia качесгве образующих, которые и при суммировании их по модулю два образуют алфавит сообщений. и уво)68

А4 аз4 44 5 4 44 44г

Фиг.5

Составитель В. Савельев

Редактор И. Г. Карпас Техред А, А, Камышннкова Корректор О. И. Попова

Заказ l4/3 Тираж F85 Формат бум. 60>;90 / Объем изд. л. Цена 5 коп.

ЦНИИПИ Госудапстпенного комитета по делам изобретений и открытий СССР

Москва, Центр, пр. Серова, л 4

Типографил, пр. Сапунова, 2