книги из ГПНТБ / Зелигер Н.Б. Основы передачи данных учеб. пособие

•Кодовая комбинация на выходе кодирующего устройства будет иметь вид

При заполнении ячеек PC первый элемент пятой строки обра­ зуется путем сложения по модулю два четвертого элемента преды­ дущей строки с очередным элементом, вводимым в регистр; второй элемент пятой строки образуется путем сложения по модулю два

Из ранее рассмотренного принципа обнаружения ошибок в при­ нятой кодовой комбинации циклического (п, іщ)-кода следует, что признаком, указывающим на наличие ошибок в данной комбина­ ции, служит остаток, получаемый в результате деления кодового полинома Н(х) или полинома ошибок Е(х) на образующий поли­ ном Р(х).

Полином Н(х), отображающий кодовую комбинацию, поступа­ ющую на вход декодирующего устройства, в общем случае, из-за помех в канале связи, отличается от полинома F(x), отображающе­ го кодовую комбинацию на выходе декодирующего устройства, на­ личием одного или нескольких ошибочных элементов. Рассмотрим один из вариантов декодирующего устройства для циклического (9, 5)-кода с исправлением одиночной ошибки.

Пусть F(x) = x+ x 3+xk + x6+x&=>- 0101 ІОІОіІ. Образующий по­ лином для этого кода Р(х) = 1+х+х'1 => 11001. Деление Н(х) на Р(х) заменим делением Е(х) на Р(х) . Так как каждый из девяти элементов кодовой комбинации может оказаться ошибочным, то число полиномов ошибок Е(х), участвующих в процедуре деления на образующий полином Р(х), равно числу разрядов принятой ко­ довой комбинации, т. е. девяти.

Очевидно, что полиномы ошибок отличаются один от другого только позицией, занимаемой единственным ненулевым членом, отображающим в каждом из полиномов ошибочный разряд приня­ той кодовой комбинации.

Декодирующее устройство (рис. 2Л4) состоит из регистра сдви­ га РСі на 9 ячеек, предназначенного для заполнения всех элемен-

Рис. 2.14. Структурная схема декодирующего устройства для циклического кода

80

t o b принятой кодовой комбинации, регистра сдвига РС2 на 4 ячей­ ки с обратной связью, используемого для деления кодового полино­ ма на образующий полином Р(х), дешифратора, на вход которого поступает остаток R(x) от деления Н(х) на Р(х) и устройства для исправления ошибки УИО (сумматор по модулю два), в котором происходит сравнение каждого элемента кодовой комбинации с сиг­ налом на выходе дешифратора.

■Последовательность заполнения ячеек регистра сдвига с обрат­ ной связью РС2 при делении каждого из 9 полиномов ошибок Е(х)

частотой. Тогда к началу поступления очередной кодовой ком­ бинации исправление ошибки в предыдущей комбинации бу­ дет закончено.

Сравнение схем рис. 2.13 и 2.14 со схемами рис. 2.Ш и 2.1.2 по­ казывает, что кодопреобразователи для циклического кода намно­ го проще, чем для кода Хемминга.

81

2.6. Рекуррентные коды

О БЩ И Е СВЕДЕНИЯ

Рекуррентные коды были предложены в 1955 г. Л. М. Финком и В. И. Шлялоберским, а в 1959 г. — Д. В. Хагельбергером.

Эти коды относятся к классу непрерывных. Операции кодирова­ ния и декодирования в них производятся непрерывно над после­ довательностью посылок, неразделенной на отдельные комбина­ ции. При этом на каждые п посылок непрерывной последователь­ ности приходится т информационных посылок и k — проверочных (n — m + k). Ошибки исправляются при их группировании в пачки, длины которых могут превосходить длину кодовой комбинации.

Простейшим рекуррентным кодом является так называемый цепной (2 , 1 )-код, в котором после каждой информационной по­ сылки следует проверочная. Проверочные посылки формируются путем сложения по модулю два двух информационных посылок,

4, 6 ... . Однако следует иметь в виду, что увеличение длины пачки ошибок влечет за собой усложнение кодирующего и декодирующе­ го устройств.

Для исправления рекуррентным кодом пачки ошибок длиной Ь необходимо, чтобы рядом расположенные пачки были разделены между собой защитным промежутком ^ 3 5 + іі, «е содержащим ошибочных посылок. При выполнении этого требования последую­ щая пачка ошибок не повлияет на процедуру исправления ошибок в предыдущей пачке. С увеличением длины пачки ошибок защит­ ный промежуток (35+1) между пачками ошибок также увеличи­ вается.

Недостатком цепного кода является его высокая избыточность, а реализация кодирующего и декодирующего устройств в рекур­ рентных кодах с малой избыточностью значительно усложняется.

Рассмотрим, как реализуются принципы обнаружения и ис­ правления ошибок цепным кодом в схемах кодирующего и декоди­ рующего устройств. Пусть цепной код предназначен для исправле­ ния пачки ошибок длиной 5= 4.

И О ДИ Р УЮ Щ Е Е УСТРОЙСТВО

Кодирующее устройство (рис. 2.15) состоит из регистра сдвига PC на 4 ячейки, сумматора 5 по модулю два, подключенного к вы­ ходам /второй и четвертой ячеек регистра и оинхронного комму­ татора К.

Информационные посылки от источника информации направ­ ляются непосредственно на выход схемы и одновременно записы-’ ваются в ячейки регистра сдвига. С выходов ячеек 2 и 4 регистра

82

информационные посылки поступают на сумматор и складываются по модулю два. іВ результате этого сложения формируются прове­ рочные посылки. Коммутатор поочередно направляет в канал свя­ зи информационные и проверочные посылки.

Рис. 2Л5. Структурная схема кодирующего устройства для рекуррентного кода

Чередуя информационные и проверочные последовательности, получим последовательность посылок на выходе кодирующего ус­ тройства:

4000111000114410010011... (2.42)

Д Е КО Д И Р У Ю Щ Е Е УСТРОЙСТВО

Декодирующее устройство (рис. 2.16) состоит из двух частей: схемы, вырабатывающей последовательность посылок для обнару­ жения ошибок (синдрома) У00, и схемы для исправления ошибок УИО. Входная последовательность кодовых посылок разделяется посредством коммутатора Ки работающего синхронно с коммута­ тором К кодирующего устройства, на информационные и прове-

рочные посылки. Последовательность информационных посылок по­ ступает в регистр сдвига РСЬ схема которого идентична схеме ре­ гистра PC кодирующего устройства. Контрольные посылки, форми-

Рис. 2.16. Структурная схема декодирующего устройства для рекуррентного кода

рочными посылками. По полученному в результате этого суммиро­ вания синдрому (сочетанию признаков) можно судить о достовер­ ности принятой информации. Если ошибок нет, то последователь­ ность контрольных посылок совпадает с последовательностью про­ верочных посылок, и синдром состоит только из одних нулей. Если же имеются ошибки, то в синдроме появляются единицы, располо­ жение которых используется для исправления «пораженных» ин­ формационных (а в случае надобности и проверочных) посылок.

Из способа формирования каждой контрольной посылки, осно­ ванного на суммировании по модулю два двух информационных посылок, взаимно смещенных на заданный шаг сложения, следует, что каждая информационная посылка участвует в двух проверках. В самом деле, при прохождении данной информационной посылки по второй ячейке регистра сдвига РСі формируется первая конт­ рольная посылка, а при последующем прохождении той же посыл­ ки через четвертую ячейку регистра РСі формируется вторая конт­ рольная посылка, смещенная относительно первой на шаг сложе­ ния. Наличие ів синдроме пары единиц, взаимно смещенных на шаг сложения, позволяет установить, какая информационная посылка оказалась пораженной: очевидно, что поражена та информацион­ ная посылка, которая участвовала в обеих проверках.

Каждая проверочная посылка участвует только в одной провер­ ке, поэтому наличие в синдроме единицы, не имеющей пары, сме­ щенной на шаг сложения, указывает на поражение проверочного

верочных посылок.

Пусть последовательность (2.42) принята с групповой ошибкой

84

После разделения последовательности (2.43) коммутатором Кт полупим последовательность информационных посылок

ц последовательность проверочных посылок

Образование последовательности контрольных посылок иллкЗ-- стрируется с помощью табл. 2.11. В соответствии с таблицей конт­ рольная 'Последовательность посылок Т а б л и ц а 2.14’ имеет вид

и И, регистр сдвига РСг на четыре ячейки и схему задержки СЗ. На один из трех входов ячейки И через ячейку НЕ поступает синд­ ром (2.46), в котором единицы заменены нулями, а нули — еди­ ницами. На второй вход ячейки И синдром поступает со сдвигом на 0,5Ъ разрядов, а на третий вход — со сдвигом на Ь разрядов. Если на все три входа ячейки И одновременно поступят единицы,, то это укажет на наличие ошибки в определенном разряде (в дан­ ном случае в пятом) последовательности информационных посы­ лок. При этом на выходе ячейки И будет выдана единица

8 5

Г Л А В А 3

МЕТОДЫ РЕГИСТРАЦИИ КОДОВЫХ ПОСЫЛОК

3.1. Общие сведения

Задача регистрации поступивших .из канала связи кодовых по­ сылок заключается в автоматическом выявлении их правильной полярности при наличии краевых искажений и искажений от дро­ блений.

Если в качестве приемника кодовых посылок используется те­ леграфный аппарат, то процесс регистрации осуществляется в са­ мом аппарате, поскольку регистрирующее устройство является со­ ставной его частью. При передаче данных в электронно-вычисли­ тельную машину регистрирующее устройство включается до или после детектора, или после входного релейного устройства. В по­ следнем случае схемная реализация регистрирующего устройства упрощается. Но при включении регистрирующего устройства до детектора повышается качество регистрации, так как исключают­ ся погрешности, вносимые детектором и релейным устройством.

Регистрация кодовых посылок может осуществляться тремя способами: укорочением приемных контактов или короткими им­ пульсами, блокировкой подвижной части приемного электромаг­ нитного механизма (якоря электромагнита или реле) и интеграль­ ным приемом посылок.

Способ укорочения приемных контактов находит применение в электромеханической телеграфной аппаратуре — оконечной и трансляционной с вращающимися распределителями. В электрон­ ной телеграфной аппаратуре с бесконтактными распределителями регистрация кодовых посылок производится короткими (стробиру­ ющими, избирательными) импульсами, заменяющими укороченные контакты. Регистрация укорочением приемных контактов или ко­ роткими 'импульсами приме­ няется в основном «в аппара­ туре, включаемой в провод­ ные каналы связи, посколь­ ку в этих каналах преобла­ дают 'краевые искажения ко­ довых посылок.

Способ блокировки ис­ пользуется в большинстве электромеханических стартстопных аппаратов.

8Т

Способ интегрального приема применяется главным образом в

.аппаратуре, включаемой в радиоканалы связи, поскольку в этих каналах преобладают искажения от дроблений. Классификация регистрирующих устройств представлена на рис. 3.1.

3.2. Регистрация укорочением контактов

Сущность способа укорочения' контактов в аппаратах с враща­ ющимися электрическими распределителями состоит в отсечении на приеме крайних частей посылки и в использовании только средней ее части, наименее подверженной искажениям. Достигает­ ся это посредством укорочения приемных контактов распредели­ теля.

Эффект применения способа укорочения контактов для общего случая возникновения двусторонних искажений кодовых посылок можно оценить следующим образом. Найдем допустимые пределы смещений границ посылок, задаваясь некоторой величиной d, опре­ деляющей укорочение контакта. Введем в рассмотрение два пара­ метра, характеризующих чувствительность регистрирующего уст­ ройства. Первый из этих параметров а равен величине наимень­ шей продолжительности посылки, при которой еще обеспечено пе­ ремещение якоря, необходимое для осуществления регистрации. Второй параметр а' равен величине наибольшей продолжительно­ сти посылки, при которой гарантировано, что регистрация посылки не будет произведена. Очевидно, что а'<.а.

На рис. 3.2 показаны возможные случаи двусторонних краевых

сти данной посылки. Для этого продолжительность искаженной посылки должна быть

$ 8

Во-вторых, не должно сработать то же реле, соответствующее противоположной полярности соседней посылки. Для этого пере­ крытие укороченного контакта соседней посылкой не должно пре­ восходить величины параметра а Как видно из того же рис. 3.2,. это условие сводится к неравенству

Ha рис. 3.3 прямая 1 ограничивает величину допустимого иска­ жения в соответствии с условием (3.1). Это условие не зависит от степени укорочения контакта. Прямая 2 показывает зависимость.

Рис. 3.3. Зависимость допустимого краевого ис­ кажения от степени укорочения контактов

величины допустимого искажения от степени укорочения контакта в соответствии с условием (3.2). Как видно из рис. 3.3, применениеукороченных контактов позволяет увеличить предел допустимого искажения посылок, определяемый условием (3.2), если он мень­ ше предела, определяемого условием (3.1). Для этого нужно, вопервых, чтобы степень укорочения контакта не вышла из границ интервала

Если условие (3.4) не будет выполнено, то все точки прямой 2 будут выше прямой 1, вследствие чего укорочение контакта не из­ менит величины предела допустимого искажения.

Предел увеличения d/to определяется требованием, чтобы длина укороченного контакта не была меньше а: to.—d^a,. откуда

8 »