Файл: Шляпоберский В.И. Основы техники передачи дискретных сообщений.pdf

В случае исправления ошибок вместо схемы ИЛИ необходимо использовать дешифратор, на входы кото­ рого при установке счетчиков в положение 0 будет по­ даваться зафиксированная на них комбинация — синд­ ром. В зависимости от структуры синдрома на одном из k выходов дешифратора, .в случае направления оди­ ночных ошибок, появится сигнал, который, .воздействуя на соответствующий элемент наборного устройства, из­ менит его состояние.

iB кодирующих и декодирующих устройствах систе­ матических кодов в качестве счетчиков целесообразно использовать триггеры со счетным запуском. В начале цикла все счетчики специальным импульсом устанавли­ ваются в положение 0. Если суммируемые разряды со­ держат четное число единиц, то к моменту действия оп­ рашивающего импульса счетчик (триггер) будет нахо­ диться в состоянии 0, и соответствующий проверочный разряд будет равен нулю, а если суммируемые разряды содержат нечетное число единиц, то триггер останется в есстоянии 1 и в результате его опроса в канал связи бу­ дет передана 1.

(10,6>), исправляющего одиночные ошибки. В таком коде первый, второй, четвертый и восьмой разряды являются проверочными, остальные — информационными. Такая структура кода Хэмминга неудобна для построения ко­ дирующего и декодирующего устройств. Так, в кодиру­ ющем устройстве необходимо на выходе иметь специаль­ ный буферный накопитель, на элементах которого наби­ рается вся Ю-элементная комбинация, .предназначенная для передачи. В декодирующем устройстве также сна­ чала необходимо накопить всю комбинацию, а затем производить ее анализ.

Исправляющие возможности кода не изменяются при перестановке разрядов. Поэтому с целью упрощения ко­

дов надобность в выходном (входном) накопителе отпа­ дает, так как соответствующие проверки можно произ­ водить одновременно с передачей в канал .информацион-

356

ных разрядов. Чтобы сохранить при этом исправляющие возможности кода Хэмминга, необходимо произвести' преобразование номеров разрядов:

При такой перестановке проверки будут охватывать следующие разряды:

первая проверка — 1, 2, 4, 5, 7 (вместо 1, 3, 5, 7, 9), в:орая проверка — 1, 3, 4, б, 8 (вместо 2, 3, 6, 7, 10), третья проверка — 2, 3, 4, 9 (вместо 4, 5, 6, 7), четвертая проверка — 5, 6, 10 (вместо 8^ 9, 10).

На рис. 6.10 представлена функциональная схема ко­ дирующего устройства преобразованного кода Хэмминга (10,6). Подлежащая передаче шестиразрядная комбина-

. Передаваемая икрэрмация

Рис. 6.10. Кодирующее устройство кода Хэмминга (10,6)

ция подается в параллельном коде на элементы набор­ ного устройства (триггеры Т\—Т6), соединенные с двумя элементами И — НЕ . Под действием импульсов, посту­ пающих с распределителя, осуществляется поочередный опрос состояний триггеров Т\—7V Появляющиеся при этом на выходах схем И—<НЕ импульсы поступают па соответствующий вход триггера выходного устройства.

357

ким образом, в течение времени поступления с распре­ делителя первых шести управляющих импульсов в канал связи будут переданы все шесть информационных раз­ рядов.

.Когда триггер наборного устройства находится в со­ стоянии 1, на выходах схем И — НЕ, появится сигнал, ко­ торый через схемы И Л И подается также на соответст­ вующие входы счетных триггеров (счетчиков). Так, иа первый счетный триггер ТС\ подаются сигналы с выхо­

в положение, соответствующее числу поступивших на их вход единиц — при четном числе единиц триггер будет находиться в состоянии 0, при нечетном — в состоянии 1.

распределителя. Если триггер находился в состоянии 0, то в канал будет послан проверочный разряд 0, а если

ля обеспечиваются формирование четырех проверочных разрядов и передача в канал 10-элементной кодовой комбинации '(первые шесть элементов — информацион­ ные, остальные — проверочные).

Декодирующее устройство кода Хэ.М'Минга (10,6) со­ стоит из четырех счетчиков ТС\—7С< (рис. 6.11), дешиф­ ратора ДШ на четыре входа и шесть выходов и схемы исправления. Под влиянием импульсов, поступающих из канала связи, входное устройство переходит в одно из двух состояний — 1 или 0. Если первый .принимаемый импульс 1, то под действием импульса с первого «кои-

358

& ист-6,

Уст J

Принятая информация

Рис. 6.11. Декодирующее устройство кода Хэмминга (10,6)

гистрируя принимаемые информационные разряды. Па­ раллельно информационные разряды, равные 1, регист­ рируются соответствующими счетными триггерами ТС{—ГС4, которые до начала цикла находились в со­ стоянии 0. Под действием 7—10-го импульсов распреде­ лителя проверочные разряды, поступающие из канала вслед за информационными, фиксируются соответствен­ но счетчиками: первый — ТС\, второй — ТС2 и т. д.

При отсутствии в канале связи искажений триггеры ТС[—TCs, после постуления 10-го импульса будут в со­ стоянии 0. Если какой-либо разряд зарегистрирован не­ правильно, один или несколько триггеров ТС будут в состоянии 1.

iB связи с произведенным на передаче изменением расположения проверочных разрядов в комбинациях ви­ доизменяется и закон определения номера искаженного элемента. Так, если искажен первый информационный разряд, то ТСь—ГС4 примут состояние 1100. Состояние этих триггеров )(т. е. виды синдромов) при искажении остальных информационных разрядов показано в табл.

359

Принятая информация через схему исправления ошибок поступает на выход устройства.

В качестве схемы исправления ошибок используются шесть сумматоров по модулю 2. На один ©ход каждого сумматора подается информационный разряд, а на дру­ гой заведен соответствующий выход дешифратора. Если сигнал на выходе дешифратора отсутствует, принятые информационные разряды без изменения поступают на выход сумматора. При появлении сигнала на каком-либо выходе дешифратора значение соответствующего инфор­ мационного разряда меняется на противоположное (0 превращается в 1 или 1 — в 0) .

В качестве дешифраторов может использоваться лю­ бая из рассмотренных в § 3.4 схем. Если код Хэмминга используется не для исправления, а только для обнару­ жения ошибок, то схема декодирующего устройства не­ сколько упрощается. В этом случае нет надобности в дешифраторе, поскольку любое состояние счетчиков, от­ личное от нулевого, свидетельствует об ошибке.

ния циклических кодов определяются способами их за­ дания. Рассмотрим построение кодирующего и декоди­ рующего устройств циклического (п, &)-кода примени­ тельно к способу, основанному на делении многочлена комбинации простого кода q(x), умноженной на хг, на образующий многочлен Р(х).

360