Циклические коды составляют большую группу наиболее широко используемых на
 Скачать 201 Kb.
|
|
При этом в ЗУ запоминаются k информационных символов принимаемой кодовой комбинации Bi(X). В СР поступают все n элементов Bi(X), и после n тактов происходит опрос состояния ячеек СР путем подачи циклового импульса с синхронизатора на схему AND2. . Если R(X)≠0 , то на выходе схемы AND2 импульс не появится и считывания с ЗУ принятых X 0 AND2 1 2 3 4 X 1 X 2 OR3 AND2 (1-4)TИ g0=1 g1=1 g2=0 g3=1 IN Bi(X) (5-7)TИ DD2 DD1 OUT Рис. 1.11. Схема ДУ для ЦК Хемминга (7, 4) информационных символов не произойдет. Если R(X) = 0, то появившийся на выходе AND2 импульс считывает Ai(X) на выход и выдает четыре информационные бита получателю сообщений. 1.5.9. ПРИНЦИПЫ ПОСТРОЕНИЯ ДЕКОДИРУЮЩИХ УСТРОЙСТВ ДЛЯ ЦИКЛИЧЕСКИХ КОДОВ С ИСПРАВЛЕНИЕМ ОШИБОК Декодирование принятых комбинаций ЦК можно производить различными методами. Наряду с синдромным методом декодирования, основанным на вычислении остатка от деления принятой комбинации на порождающий код полином, существует целый ряд других методов, упрощающих процедуру декодирования и не требующих хранения в памяти ДУ большого числа синдромов при обработке длинных кодов. Для длинных ЦК разработаны специальные итеративные процедуры декодирования с исправлением нескольких ошибок, например, метод Берлекэмпа или более совершенный итеративный алгоритм Тренча-Берлекэмпа-Месси (ТБМ-метод), оперирующий с полиномами над полями Галуа. Различные методы декодирования так же, как и коды, получают авторские наименования. Известны алгоритмы декодирования Хемминга, Питерсона, Ченя, Мэггита, Витерби и других. Декодирующие устройства для кодов, предназначенных только для обнаружения ошибок, по существу, не отличаются от схем Кодирующего Устройства (см. 1.5.8). В них добавляется лишь буферный регистр для хранения принятого сообщения на время проведения операции деления. Если остаток–синдром при делении оказывается нулевым, что свидетельствует об отсутствии ошибки, то информация с буферного регистра считывается в дешифратор сообщения. Если остаток обнаружен, что свидетельствует о наличии ошибки, то информация в буферном регистре уничтожается и на передающую сторону к источнику сообщения посылается сигнал запроса повторной передачи по обратному каналу связи. В случае исправления ошибок схема Декодирующего Устройства, естественно, усложняется. Информацию о разрядах, в которых произошла ошибка, т. е. о виде шумового вектора Z(X) (1.30), содержит, как и ранее, синдром, получаемый в результате деления полиномов. Структурная схема ДУ, решающего задачу исправления ошибок, показана на рис. 1.12. Буферный регистр Определитель синдрома Анализатор синдрома Локатор ошибки IN OUT . . . . . . Рис.1.12. Структурная схема декодирующего устройства Символы подлежащей декодированию кодовой комбинации, возможно, содержащей ошибку, последовательно, начиная со старшего разряда, вводятся в n- разрядный буферный регистр сдвига и одновременно в схему определителя синдрома, где за n тактов деления определяется остаток, который в случае синхронной, непрерывной передачи кодовых комбинаций сразу же переписывается в аналогичный СР схемы анализатора синдрома. В состав схемы анализатора синдрома может входить ПЗУ, в котором записаны все возможные конфигурации синдромов с соответствующими им шумовыми векторами. Кодовые комбинации шумовых векторов (1.30) содержат «единичные» символы на тех позициях, которые в процессе передачи сообщения по каналу связи оказались искаженными помехами. Локатор ошибок (определитель места ошибок) представляет собой комбинаторно- логическую схему, выдающую на выход единичные символы в те моменты времени, когда каждый из ошибочных символов принятой кодовой комбинации занимает в буферном регистре крайнюю правую ячейку. При последующем тактовом сдвиге локатор ошибки (детектор ошибки) формирует символ «1», который поступает на сумматор коррекции, представляющий собой схему суммирования «по модулю 2», где исправляется искаженный символ. Одновременно по цепи обратной связи с выхода локатора ошибки подается единичный символ на анализатор синдрома, что в ряде конкретных схемных решений построения анализатора упрощает его построение на базе ЛПС без использования ПЗУ. Сложность анализатора синдрома и локатора ошибки зависит от гарантированного числа исправляемых и обнаруживаемых ошибок. Естественно, простейшие схемные решения получаются при обработке кодов, рассчитанных на исправление единичных ошибок. Как видно из рассмотрения логики работы структурной схемы декодера (см. рис. 1.12), наиболее сложной частью его является необходимость запоминания заранее вычисленных синдромных полиномов и соответствующих им векторов ошибок. Достоинством ЦК как раз и является то, что анализатор синдрома можно значительно упростить, воспользовавшись алгебраической структурой кода для отыскания связей между синдромами при числе исправляемых ошибок gи > 1. Опираясь на эти связи, можно запомнить в ПЗУ только полиномы ошибок, соответствующие некоторым типичным синдромным полиномам, а вычисление остальных осуществить затем с помощью простых вычислительных алгоритмов. Именно на таких принципах работают различные варианты декодеров Мэггита. |