![](/user_photo/_userpic.png)
книги из ГПНТБ / Хетагуров, Я. А. Повышение надежности цифровых устройств методами избыточного кодирования
.pdfЗаметим, что формально процедуре отбрасывания определенных столбцов подматрицы А матрицы Н = ||А1|| соответствует приравнивание нулю соответствующих ин формационных разрядов. Отбрасывать можно любой столбец, «о предпочтительнее (с точки зрения экономии аппаратуры) тот из них, который содержит наибольшее количество единиц. Получаемые таким образом укоро ченные коды также являются групповыми.
Коды Хэмминга оптимальны в том смысле, что они требуют минимального количества дополнительных (кон трольных) разрядов.
:2 - 3 . НИЗКОПЛОТНОСТНЫЕ к о д ы
Трудности, связанные с практической реализацией де кодирования, заставляют искать специальные классы ко дов, для которых существует простой метод декодирова ния. К таким кодам относятся ннзкоплотностные коды.
Низкбплотностные коды описываются матрицей, со держащей преимущественно нули и сравнительно не большое число единиц. Тем самым уменьшается количе ство символов, входящих в контрольные' соотношения. Определим «изкоплотностный (п, j , k) -код как код дли ной п разрядов с к информационными разрядами и с контрольной матрицей, каждая строка которой содер жит не более / единиц.
Используя понятия контрольной матрицы Н, условия
существования |
низкоплотностного (п, /, А)-кода с |
rf>3 |
|
могут быть сформулированы следующим образом: |
|
||
1) каждая |
из r — n — k строк матрицы |
Н содержит не |
|
более / единиц; |
|
|
|
2) все столбцы матрицы Н различны и содержат по |
|||
крайней мере одну единицу; |
|
|
|
3) k максимально для данных п и /. |
|
|
|
Следовательно, суммарное количество |
единиц в |
ма |
трице Н не превышает г]. Если учесть, что контрольная матрица, соответствующая разделимому коду, имеет
структуру H = |
||AIr j|, |
то суммарное количество |
единиц |
в подматрице |
А не |
превышает г]—r=r(j—1). |
Так как |
любой из столбцов подматрицы А содержит по крайней мере две единицы (иначе не было бы удовлетворено условие 2), то k^.r(j—1)/2. Последнее неравенство яв ляется верхней границей для к .
40
Если ] — % го |
Другими словами, в этом |
случае |
количество контрольных |
разрядов г по крайней |
мере |
в 2 раза превышает количество информационных |
разря |
дов к . Эта граница достигается в том случае, если в про цессе кодирования каждый информационный символ
утраивается |
(так называемый |
|
|
мажоритарный |
принцип |
||||||
введения избыточности). |
|
|
|
|
|
|
|
|
|||
Например, |
контрольная |
|
матрица |
|
(9,2,3)-кода может |
быть запи |
|||||
сана в виде |
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
1 0 |
0 |
1 0 0 0 0 0 |
|
||||||
|
|
1 0 |
0 0 |
1 0 |
|
0 0 0 |
|
||||
|
н = |
0 |
1 0 |
0 0 |
1 0 |
0 0 |
|
||||
|
0 |
1 0 0 0 0 |
1 0 0 |
|
|||||||
|
|
|
|||||||||
|
|
0 |
0 |
1 0 |
0 0 0 |
1 0 |
|
||||
|
|
0 |
0 |
1 0 |
0 0 0 0 1 |
|
Мажоритарный принцип введения избыточности явля ется частным классом корректирующих кодов и может быть формально задан с помощью порождающей или контрольной матриц. Минимальное расстояние в таком коде равно 3 (этот факт следует из того, что строки порождающей матрицы содержат три единицы). Если информационные S{ и контрольные d разряды нумеро вать слева направо, то из приведенной матрицы Н сле дует, что каждый информационный символ описывается тремя независимыми уравнениями, первое из которых является тождеством:
|
Si = |
Si'> |
|
|
Si = C2(i-l)4-i', |
|
|
|
Si = |
C2(i-l)+Z- |
|
Если на входы мажоритарного элемента подать зна |
|||
чения S{, c2(i-i)+i |
и C2(i-i)+2, то будет |
вычислено значение |
|
s t по принципу |
большинства. Таким |
образом, если пред |
положить, что вероятность искажения одновременно двух (трех) одинаковых символов ничтожно мала, то посим вольное декодирование по принципу большинства позво ляет исправить значительное количество ошибок (но не больше к ) .
Пусть /=3 , тогда k<^r. Принцип построения матри цы, обеспечивающей достижение верхней границы для к
41
(&=/•), показан на примере (8, 3, 4)-кода
|
1 1 0 0-1 0 0 0 |
|||||
|
0 |
1 1 0 |
0 |
1 0 |
0 |
|
н = |
0 0 1 1 0 0 1 0 |
|||||
|
1 |
0 0 |
1 0 |
0 0 1 |
Минимальное 'расстояние в этом коде равно трем. Из данной матрицы следует, что информационные и кон трольные символы низкоплотностного (п, 3, /г/2)-кода связаны соотношением
Si + Si+i—Ci, |
t ' = l , |
2, . . . , /г, |
в котором индексы берутся да модулю /г. Из последнего соотношения следуют три уравнения для вычисления лю бого информационного разряда s,-, первое из которых является тождеством:
Si |
= |
Si', |
j |
I |
|
Si |
= |
s i + 1 + Ci\ |
|
(2-8) |
В уравнениях (2-8) индексы берутся по модулю k. Например, если i—1>=0, то значение индекса равно k и т. д. Таким образом, для декодирования (п, 3, /г/2)- кода могут быть использованы трехвходовые мажори тарные элементы.
Если / = 4 , то А^Зг/2 . Верхняя граница для It будет достигнута в том случае, если
( г \ |
г ( г - 1 ) |
Зг |
\_ 2 ) ~ ~ |
2 |
5 3 2 ' |
Последнее 'неравенство будет справедливо при г ^ 4 . Другими словами, если /"^4 и является четным, то ра венство &=Зг/2 может быть удовлетворено. Если же г является нечетным числом, то может быть удовлетворено равенство &= (Зг—1)/2.
Например, если |
r = 5 |
(ft= 14/2=7), |
то (12,4,7)-код может быть |
задан с помощью матрицы |
|
||
|
|
1 1 0 0 0 0 1 |
1 0 0 0 0 |
|
|
0 0 1 1 0 0 1 0 1 0 0 0 |
|
н |
= |
0 0 0 0 1 1 0 0 0 1 0 0 . |
|
|
|
1 0 1 0 1 0 0 0 0 0 1 0 |
|
|
|
0 1 0 1 0 1 0 0 0 0 0 1 |
42
Аналогично могут быть рассмотрены низколлотностиые (п, } , А)-коды при />4 . Так как рассмотренные коды имеют d=3, то они могут быть получены из кодов Хэмминга с помощью укорачивания. .
|
|
2-4. КОДЫ РИДА—МАЛ Л ЕРА |
|
|
Коды |
Рида — Маллера |
(в дальнейшем |
обозначаемые |
|
Р — М) |
характеризуются следующими значениями пара |
|||
метров: |
|
п=2т; |
|
|
длина кода |
|
|
||
количество |
информационных "разрядов |
^ " Л ^ ™ |
||
минимальное |
расстояние |
d—2m~~l, |
1=0 |
|
|
где т > 3 — любое целое положительное число, а Ь<т —
порядок кода. В табл. 2-3 приведены |
параметры некото |
||||||||
рых кодов этого класса. |
|
|
|
Т а б л'и'ц а" |
2-3 |
||||
|
|
|
|
|
|
|
|||
Число |
информационных раз |
11 |
26 |
57 |
5 |
16 |
42 |
||
рядов k |
|
|
, |
|
|
|
|
|
|
Число |
контрольных |
разрядов |
5 |
6 |
7 |
11 |
16 |
22 |
|
г |
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
k |
k |
|
|
|
|
|
0,5" r ,0,657 |
|
Отношение - = т - г — |
|
0,69 |
0,815 |
0,89 |
0,3 j |
||||
|
п к-\-г |
|
|
|
|
|
|
|
|
Минимальное |
расстояние d |
4 |
4 |
4 |
8 |
8 |
8 |
||
Порождающая |
матрица G для кодов |
Р—М.строится |
следующим образом. Первая вектор-строка go состоит из
всех единиц. Далее следует т строк gi, |
gz, ..., gm, сово |
|
купность которых удобно рассматривать |
как |
(тХп)-ма |
трицу, в качестве столбцов которой выбраны все возмож ные т-разрядные двоичные числа (начиная с нуля). Эти т строк gu ..., gm называют базисными векторами, первогог.порядка.:. Вычисляя -скалярные произведения пар gigj (L¥=j) базисных векторов первого порядка, получаембазисные векторы второго порядка. Базисные векторы третьего порядка равны скалярному произведению трех векторов первого порядка и т. д. Таким образом, если
43
строится матрица G для кода порядка б, то она содер жит
l + » + ( ? ) + . . . + ( T ) - S ( T ) |
|
|
строк. |
||||||||||||||
Напомним, что количество информационных |
разрядов |
||||||||||||||||
к равно количеству строк в порождающей матрице G. |
|||||||||||||||||
Например, матрица |
G для кода |
|
второго |
порядка |
(6 = 2) |
длиной |
|||||||||||
/ г = 2 4 = 1 6 |
разрядов имеет вид: |
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
||
|
go |
1 1 1 1 1 1 1 1 1 |
1 1 1 1 1 I |
1 |
|
||||||||||||
|
gl |
0 0 0 0 0 0 0 0 1 |
1 1 1 1 1 |
1 |
1 |
|
|||||||||||
|
g2 |
0 0 0 0 |
1 1 1 1 0 |
0 |
0 0 |
1 1 |
1 1 |
|
|||||||||
|
gz |
0 0 |
1 1 0 0 |
1 1 0 |
0 |
1 1 0 |
|
0 |
1 |
1 |
|
||||||
|
g* |
0 1 Q 1 0 1 0 1 0 1 0 1 0 1 0 1 |
|
||||||||||||||
|
glga |
0 0 0 0 0 0 0 0 0 |
0 0 0 |
1 1 |
1 1 |
|
|||||||||||
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
glga! |
0 0 0 0 0 0 0 0 0 |
0 |
1 1 0 |
|
0 |
1 |
1 |
|
||||||||
|
gig* |
0 0 0 0 0 0 0 0 0 |
1 0 |
1 0 |
|
1 |
0 |
1 |
|
||||||||
|
gsga |
0 |
0 0 0 0 0 |
1 1 0 |
0 |
0 |
0 0 0 |
1 |
1 |
|
|||||||
|
gig* |
0 |
0 0 0 0 |
1 0 |
1 0 |
0 |
0 0 0 1 |
0 |
1 |
|
|||||||
|
g*gi |
0 |
0 0 |
1 0 0 0 |
1 0 |
0 |
0 |
1 0 0 0 |
1 |
|
|||||||
Если |
матрица G задана, то для вектора |
из k |
инфор |
||||||||||||||
мационных символов 5=(s 0 , Si, ..., Sh-i) |
можно |
опреде |
|||||||||||||||
лить кодовое слово |
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
5 G = |
(bo, |
|
b u |
b2, |
|
. . . , |
b n |
- \ ) . |
|
|
|
|
|
|
В данном кодовом векторе нельзя указать какие из разрядов являются информационными, а какие — кон трольными.
Процесс декодирования (извлечения информационно го слова из кодового) кодов Р—М отличается от декоди рования кодов Хэмминга. Это отличие заключается в том, что каждый из информационных символов st- может быть описан не менее чем <i=2 m - s независимыми уравнениями (контрольными соотношениями), аргументами которых являются символы bi кодового слова. Анализ результа тов решения этих уравнений по принципу большинства позволяет определить значения s,-. Тем самым при исправлении ошибок исключается этап определения ме ста ошибок, как это имело место в случае ранее рас-
44
смотренных кодов. Поэтому говорят, что коды Р—М по зволяют использовать мажоритарный принцип декодиро вания.
Простота структуры порождающей матрицы G, соот ветствующей кодам Р—М, позволяет установить связь между Si и Ь;, т. е. записать контрольные соотношения без обращения к специальным алгебраическим приемам. В первую очередь записываются уравнения для симво лов Si, соответствующих базисным векторам наивысшего порядка i&, затем — порядка (6—1) и т. д. «Соответствие» между информационными символами s,- и базисными
векторами устанавливается с помощью |
.расстановки s, |
в столбец, начиная с So и кончая S h - i . |
Единицы в столб |
цах матрицы G показывают, какие именно информацион ные символы Si определяют значения символов bj кодо вого слова.
Например, из приведенной матрицы следует, что
6i=50 -rS4;
b2=sQ |
+ s3; |
6 3 = S o + S 3 |
+ S 4 + S i o , |
Поэтому общий принцип поиска контрольных соотно шений заключается в том, чтобы найти такие совокуп ности столбцов матрицы G, сумма которых является век тором, только одна координата которого равна 1. Место положение этих столбцов указывает, какие символы bj входят в данное соотношение.
Например, в приведенной матрице сумма первых че тырех столбцов равна 00 ... 01. На основании этого мож но записать уравнение связи
|
Sio = |
b 0 + b i + |
b2+b3. |
|
В справедливости этого равенства можно убедиться, |
||||
подставляя в него значения b 0 , b u |
b 2 , Ь3: |
|||
SlO = So + |
So + S4 + |
So + |
S 3 - | - S o - r - S 3 + S4 + SiO = Slo, |
|
так как s0, s3 и s4 входят |
в правую часть четное число |
|||
раз. Аналогично можно записать: |
|
|||
|
Sia= |
bi+Ьь |
+ Ьв+ Ьп\ |
|
|
S w — b s + h + b i o + b i i , |
|||
| |
S i o = b i 2 + b i 3 + b u + b i $ . |
45
Таким образом, из матрицы G получено четыре 'неза висимых (в том смысле, что ни один из аргументов не входит в -более чем одно уравнение) уравнения для вы числения информационного символа Sio. Симметричность матрицы G существенно облегчает поиск контрольных соотношений. Информационные символы, значения кото рых найдены по принципу большинства, используются для вычисления -значений символов, соответствующих ба зисным векторам более низкого порядка.
В |
качестве |
примера |
приведем |
|
систему |
уравнений, |
|
полученных |
||||||||||
из построенной выше матрицы G: |
|
|
|
|
|
|
Ь,+ |
|
|
|||||||||
s.. = |
6 0 + 6, 4- 62 + |
6, = |
64 + 6 5 + 6 6 + |
6 , = 68 + |
|
|
||||||||||||
|
|
|
+ 6,0 + Ьи — 6,2 + 6 I 3 + 6 1 4 + 6 1 5 ; |
|
|
|
|
|||||||||||
«• = ь„ + bt + 64 + 6 5 = 62 + 63 + 66 + 6, = К + ь, + |
|
|
||||||||||||||||
|
|
|
+ |
6 1 |
2 + |
6„ = |
6 1 0 |
+ |
6ц 4- &u + bis". |
|
|
|
|
|||||
s e = ьй + ьг + б4 + б6 = &, + ь, + б5 + ьп = бв + б,0 + |
|
|
||||||||||||||||
|
|
|
4 - б,2 + б,4 = б9 + 6 п + &и 4- б,5 ; |
|
|
|
|
|||||||||||
^7 = |
60 |
+ |
6, + |
6, 4" Ь, = |
62 |
+ |
Ь, 4" б.о + ьи |
= |
|
|
|
|
||||||
|
= |
|
6* + |
6s + |
6ц + |
&1з |
= |
65 + |
67 + |
6 U |
+ |
6,5 ; |
|
|
|
|||
«6 = |
60 + |
62 + |
67 + |
6ю = |
6, 4- 63 + |
б„ 4- 6,, = |
64 4- 6в |
+ |
1 (2-9) |
|||||||||
|
|
|
+ Ь 1 2 + 6 1 4 = 6 6 4 - 6, 4- 6 1 3 + 6 1 6 ; |
|
|
|
||||||||||||
«s = |
6 0 |
+ |
6 4 |
4- 6 8 + 6,а = 6 , 4 - 6 5 |
+ |
6„ 4 - 6,j = |
|
|
|
|||||||||
|
= |
|
62 + |
6в 4- |
&,„ 4- 6,4 = |
63 |
+ |
6 , 4 - 6,, 4- &,5; |
|
|
|
|||||||
= 60 + 6, = 62 4- 63 + s , 0 = 64 4" 65 + Sj = 66 4 - 6 , + |
|
|||||||||||||||||
|
|
|
+ |
бв + s,„ = 6 , 0 |
4- |
+ |
s 7 |
4- s,„ |
= |
|
|
|
|
|||||
= |
6,2 + |
6,3 4- s, 4- s, = |
6 I 4 4- 6,5 |
4- s, 4- s„ 4- |
s,„; |
|
|
|||||||||||
s 3 = |
60 + |
62 = |
6, 4- b34-s10 |
= |
6 4 4 - b0 |
+ |
s 8 |
= ...; |
|
|
|
|||||||
« a = |
60 |
+ |
6 4 = |
6, 4 - 6 6 + |
s.,= |
6 2 4 - 66 + |
s e = |
...; |
|
|
|
|||||||
«1 = |
60 |
+ 6 , |
= |
6 , 4 - 6 9 4 - 5 7 = 6 2 4 - |
6,0 |
4-s„ = |
...; |
|
|
|
||||||||
50 = 6 0 = 6 , 4 - 8 4 = 62 + 5 3 = . . . . |
|
|
|
|
|
|
|
j |
В заключение необходимо отметить, что матрицу G кода Р—М можно, привести к виду G = ||If e A|| и исправ ление ошибок производить, дешифрируя вычисленный корректор.
2-5. ПОСТРОЕНИЕ КОДОВ Д Л Я ИСПРАВЛЕНИЯ ОШИБОК ЗАДАННОГО ВИДА
В ряде случаев требуется .построить линейный груп повой код, обеспечивающий обнаружение и исправление любой ошибки из заданного множества Ф, в качестве
46
элементов которого обычно выбираются наиболее верЭятные ошибки.
Рассмотрим возможный метод решения этой задачи. Линейный .групповой код полностью описывается кон трольной матрицей Н. Поэтому поставленная задача сво дится к отысканию таких значений корректоров, соот ветствующих одиночным ошибкам (или вектор-столб цов Н), что различным ошибкам из множества Ф будут
соответствовать различные корректоры.
Элементы заданного множества ошибок обозначим
через Ei, Е2, |
• •., £ а . Каждый |
из этих |
векторов пред |
|
ставляет собой /г-разрядную |
двоичную |
последователь |
||
ность, содержащую единицы |
в |
искаженных позициях. |
||
Для удобства |
дальнейших |
рассуждений |
пронумеруем |
позиции (символы) ошибочных векторов справа налево. На основе заданных значений Ei построим следующую (QXn)-матрицу возможных ошибочных последователь ностей:
—£an е2, n - i •
еВпеЯ,п—\ •
Каждый из столбцов матрицы М содержит по край ней мере одну единицу, так как в противном случае в соответствующих разрядах кода ошибки возникнуть не могут и их следует исключить из рассмотрения.
Вычеркивая в матрице М все столбцы, кроме правых двух, и исключая из рассмотрения повторяющиеся и ну левые строки, получим матрицу М2 . Естественно, количе ство строк в Мг не превышает трех, но и не меньше двух.
В качестве корректоров hi, h2, |
соответствующих ошибкам |
||
в |
1-м и 2-м |
разрядах, выберем соответственно 00 ... 001 |
|
и |
00 . . . 010 |
(т. е. двоичные |
коды чисел 1 и 2). Вычис |
лим множество Ai корректоров, соответствующих раз личным ошибочным последовательностям, которые явля ются строками матрицы М2 . Объединив элементы множе ства Ai и ранее выбранные корректоры для одиночных ошибок, получим множество «используемых» корректо
ров А2.
Аналогично предыдущему построим матрицу М3 , вы черкивая все столбцы в М, кроме трех правых. В качест ве корректора h3, соответствующего ошибке в третьем
47
разряде, выберем двоичный «од, соответствующий наи меньшему числу, не -принадлежащему множеству А2. За тем вычисляем множество корректоров, соответствующих строкам матрицы Мз. Так как по условию строки матри цы М3 различны, то и все рассматриваемые корректоры должны быть различны. В противном случае значение /г3 выбрано неправильно и следует выбрать число на едини цу больше, чем 'рассмотренное. После этого вычисляют ся значения корректоров (с новым значением /13), соот ветствующих строкам М3 . Процесс выбора значения Лз оканчивается, если все рассматриваемые корректоры раз личны. Объединяя корректоры h3, hi, hi и их комбина ции, соответствующие строкам М3 , получаем множество
«используемых» |
корректоров Л3 . Заметим, что А3 |
может |
||
быть |
получено |
объединением Ai с /г3 и |
корректорами, |
|
при |
вычислении |
которых использовалось |
значение |
/г3. |
Затем строится матрица М<„ выбирается hi и т. д. Процесс, построения • кода заканчивается после того,
как будет выбрано значение корректора 1гп- Однако этот процесс при необходимости может быть закончен на любом шаге (при этом будет получен более короткий код). Контрольная матрица Н для построенного кода имеет вид:
|
Н = || М я . , A , M i II- |
|
|||||||||
В заключение |
заметим, |
что |
для |
|
упрощения расчето |
||||||
при построении |
матриц |
М2-, М г + 1 |
|
Мц мо кно исклю |
|||||||
чить из рассмотрения те векторы |
|
ошибок |
которые |
||||||||
уже встречались в одной из матриц |
M,_i, ..., |
М 2 . |
|||||||||
Для иллюстрации изложенного метода |
построим |
корректирую |
|||||||||
щий код длиной 8 разрядов, исправляющий |
|
ошибки вида 101. Матри |
|||||||||
ца ошибочных последовательностей имеет вид: |
|
||||||||||
|
о о о о о |
1 |
0 |
1 |
|
|
|
||||
|
0 |
0 |
0 |
0 1 |
0 |
1 0 |
|
£2 |
|
||
|
0 |
0 |
0 |
|
1 0 |
1 |
0 |
0 |
|
Е3 |
|
|
0 |
0 |
1 0 |
1 |
0 |
0 |
0 |
— Е* |
|
||
|
0 |
1 0 |
|
1 0 0 |
0 |
0 |
|
Еъ |
|
||
|
1 0 |
1 0 |
0 |
0 |
0 |
0 |
|
Еа |
|
||
Изматрицы М |
получаем: |
|
|
0 |
1 |
|
|
|
|
||
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
||
|
|
|
|
|
|
1 |
0 |
|
|
|
|
'48
Выбираем значения корректороп, соответствующих одиночным ошибкам: Л, = 1=00 . . . 01, /х 2 =2=00 10. Из М2 следует, что множество Аг= {00 . . . 01, 00 . . . 10} = { 1 , 2}.
Далее получаем, что
|
|
1 |
0 |
1 |
|
м 3 |
= |
0 1 |
0 |
|
|
|
|
I |
0 |
0 |
|
В качестве корректора |
h3 |
выбираем 3, т. е. ';3 =00 |
011. Тогда |
множество корректоров, соответствующих матрице Мз, есть Л | + А 3 = 2 ;
Л г = 2 ; Л з = 3 . В связи |
с тем, что код двойки встречается дважды, зна |
||||||||
чение Лз выбрано неверно. Поэтому |
выбираем |
код следующего |
числа: |
||||||
Л з = 4 = 0 0 . . . 100. Вычисляем новые |
значения |
корректоров: Л ] + Л 3 = 5 ; |
|||||||
Л 2 =2; |
/г 3 =4 . Отсюда |
множество «используемых» корректоров |
А3— |
||||||
= {5, |
4, 2, 1}. Заметим, |
что A3=A2\J{hl+h3, |
Л3 }={1, 2, 5, 4}. |
|
|||||
|
|
|
|
0 |
1 0 |
1 |
|
|
|
|
|
|
М . , = |
1 0 |
|
1 0 |
|
|
|
|
|
|
0 |
1 0 |
0 |
|
|
||
|
|
|
|
|
|
||||
|
|
|
|
|
0 |
0 0 |
|
|
|
но поскольку ошибочная |
последовательность |
Ei уже рассматривалась |
|||||||
в матрице Мз, исключим |
ее из дальнейших расчетов: |
|
|||||||
|
|
|
|
1 0 |
1 0 |
|
|
01 0 0
10 0 0
Вкачестве кода для hi выбираем 6, так как 5 е Л 3 . Вычисляем
значения корректоров, в образовании которых участвует /г4: А 2 = =00 .. 0110+00 . . . 0010=00 . . . 0100=4. Так как элемент 4е=Л3 , то
код для hi выбран неправильно. Поэтому выбираем ht=7 |
и |
hi+h2= |
||
=5, но 5 е Л 2 . Выбираем Л 4 = 8 , тогда Л4+Л2 =10 и множество |
«исполь^ |
|||
зуемых» корректоров |
|
|
|
|
/П=/4з11{/и, / и + М = { 1 , |
2, 4, 5, 8, 10}. |
|
|
|
Исключаем из рассмотрения последовательность Ег, |
тогда |
|||
1 0 |
1 0 |
0 |
|
|
Ms = 11 0 |
1 0 0 0 |
|
|
1 0 0 0 0
В качестве кода для hs выбираем 9, так как это наименьшее число, не принадлежащее /Ц и ранее не выбиравшееся в качестве корректора. Тогда из Ms следует, что Л 5 + Л з = 13 и
/Ц=Л4 11{Й5, й5 +Аз}={1, 2, 4, 5, 8, 9, 10, 13}. Аналогично
1 0 1 0 0 0
0 |
1 0 |
0 0 0 |
|
1 0 |
0 |
0 0 0 |
|
4—236 |
|
|
49 |