DE1204432C2 - Paritaetsschaltung fuer digitalrechner - Google Patents
Paritaetsschaltung fuer digitalrechnerInfo
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- DE1204432C2 DE1204432C2 DE1962R0032829 DER0032829A DE1204432C2 DE 1204432 C2 DE1204432 C2 DE 1204432C2 DE 1962R0032829 DE1962R0032829 DE 1962R0032829 DE R0032829 A DER0032829 A DE R0032829A DE 1204432 C2 DE1204432 C2 DE 1204432C2
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- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
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- G06F11/07—Responding to the occurrence of a fault, e.g. fault tolerance
- G06F11/08—Error detection or correction by redundancy in data representation, e.g. by using checking codes
- G06F11/10—Adding special bits or symbols to the coded information, e.g. parity check, casting out 9's or 11's
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Description
2. Pantätsschaltung nach Anspruch 1, dadurch tung sperrt.
gekennzeichnet, daß die Paritätsgeneratorschaltung so ausgelegt ist, daß die von ihr erzeugte
Teilwortparitätsziffer (Gp) anzeigt, ob der andere 30
gekennzeichnet, daß die Paritätsgeneratorschaltung so ausgelegt ist, daß die von ihr erzeugte
Teilwortparitätsziffer (Gp) anzeigt, ob der andere 30
Teil (D4 bis D18) des Wortes eine ungerade oder .
gerade Anzahl von »Einsen« enthält. Die Erfindung bezieht sich auf Datenverarbeitungs-
3. Paritätsschaltung nach Anspruch 2, bei wel- einrichtungen und hat insbesondere neuartige und
eher die Bits des Wortes über eine Sammelleitung verbesserte Paritätskontroll-, Paritätserzeuger- und
zu Ausblendtorgliedern übertragen werden, ge- 35 Maskierungsschaltungen für Digitalrechner zum
kennzeichnet durch einen Maskengenerator (120), Gegenstand.
der die Ausblendtorglieder (125) und die Tor- Ein Digitalrechner kann eine beträchtliche Anzahl
schaltungsanordnung (121, 122) so steuert, daß von Paritätskontroll- und Paritätserzeugerschaltungen
die Bits (D1 bis D18) des anderen Teiles des Wor- enthalten. Beispielsweise ist den verschiedenen Über-
tes von den Ausblendtorgliedern (125) durchge- 4° tragereinheiten im Rechner jeweils eine besondere
lassen werden und gleichzeitig die Torschaltungs- Paritätskontrollschaltung zugeordnet. Ebenso ist
anordnung (121, 122) die Paritätssignaie (O1, E1, gewöhnlich jeweils eine Paritätserzeugerschaltung an
F3, G3) des einen Wortteiles der Paritätsgenera- denjenigen zahlreichen Plätzen im Rechner angeord-
torschaltung (127, F i g. 6) zuführt, wobei gleich- net, wo die Parität eines verarbeiteten oder behan-
zeitig die Paritätszißer (G1,) für den anderen 45 delten Wortes geändert werden kann.
Wortteil und dieser Wortteil selbst in ein Teil- Paritätserzeuger- und Paritätskontrollschaltungen
Wortregister (124, Fig. 9) eingegeben werden. sind verhältnismäßig teuer. Ein bekannter Rechner
4. Paritätsschaltung nach Anspruch 2 oder 3, enthält beispielsweise zwischen 8 und 16 Paritätsermit
einer Paritätsprüfschaltung, die bei Überein- zeuger oder -generatoren, je nach der Anzahl der
Stimmung der von ihr erzeugten Paritätsziffer 5° vorhandenen arithmetischen Einheiten und Trennt/i,
L) mit der übertragenen Paritätsziffer (Λ „, oder Puffereinheiten. Jeder Generator enthält etwa
Bp) des Wortes ein Paritätsprüfsignal (PC) lie- 148 Transistoren. Der gleiche Rechner hat zwischen
fert, dadurch gekennzeichnet, daß die Paritäts- 6 und 10 Paritätskontrollstufen, je nach der Anzahl
generatorschaltung (F i g. 7) nur bei Vorhanden- der vorhandenen Speichereinheiten und wichtigen
sein des Paritätsprüfsignals (PC) arbeitet und 55 Empfangsregister. Für jede asynchrone Hochleistungsdas
Paritätsbit (Gp) für den anderen Wortteil kontrollstufe werden 152 Transistoren benötigt,
liefert. Durch den Bedarf an einer großen Anzahl von
5. Paritätsschaltung nach Anspruch 1, dadurch Paritätskontroll- und Paritätsgeneratorschaltungen
gekennzeichnet, daß eine Paritätsprüfschaltung verteuert sich daher der Rechner erheblich. Ferner
(t 1 g. 8) vorhanden ist, die eine erste Schaltungs- 60 wird bei den bekannten Rechnern für die Paritätsstufe (F i g. 2) zur gleichzeitigen gruppenweisen kontrolle und die Paritätserzeugung erhebliche Zeit
Prüfung der Ziffern des Wortes und zur Erzeu- verbraucht.
gung einer im Vergleich mit diesen Ziffern klei- Ein Zweck der Erfindung ist es daher, die erfor-
neren Anzahl von zweiten Paritätssignalen (E, derliche Anzahl von Paritätsgeneratoren und Pari-
O), die jeweils die Anzahl der »Einsen« in den 65 tätskontrollstufen im Rechner zu vermindern und da-
verschiedenen geprüften Zifferngruppen angeben, mit die Kosten des Rechners herabzusetzen,
eine zweite Schaitungsstufe (F i g. 3) zur gleich- Mit der Paritätserzeugung hangt das Problem der
zeitigen gruppenweisen Prüfung der von der Maskierung oder Ausblendung zusammen. Das
Maskieren, Abdecken oder Ausblenden ist ein Verfahren, welches man verwendet, wenn man ein Wort
in einem Rechner in zwei oder mehrere Teilwörter jeweils mit einer geringeren Anzahl von Binärbits als
im Gesamtwort trennen oder zerlegen will. Dabei kann es erforderlich sein, für eines oder beide Teilwörter vor ihrer Weiterverwendung ein Paritätsbit zu
erzeugen.
Das Ausblenden in Digitalrechnern geschieht vielfach in der arithmetischen Einheit des Rechners. Das
Ausblenden stellt eine synchrone Operation dar, die in der ungünstigsten Zeit und nicht etwa in der
durchschnittlichen Zeit durchgeführt werden muß. Ferner ist die für die Durchführung des Ausblendens
benötigte Zeit als »Extrazeit« anzusehen in dem Sinne, daß während des Ausblendens keinerlei andere
Operationen vorgenommen werden.
Aus »IBM Technical Disclosure Bulletin«, Vol. 3, Nr. 11, S. 25 und 26, ist eine Paritätsprüfschaltung
bekannt, bei welcher für zwei Untergruppen, in die das zu prüfende Wort aufgeteilt ist, jeweils getrennt
die Parität bestimmt wird. Durch Addition dieser Paritätsteilergebnisse wird die Parität des Gesamtwortes
errechnet. Aus »The Bell System Technical Journal«, Vol. 24, Nr. 2, S. 150, ist auch schon bekannt,
daß man eine Paritätskontrolle für nur einen Teil eines Wortes durchführen kann. Bei der obenerwähnten
bekannten Paritätsprüfschaltung wäre es zwar möglich, eine Paritätsziffer für einen Teil des
Wortes herzuleiten, der mit einer der beiden Untergruppen übereinstimmt. Für jeden anderen Teil des
Wortes besteht diese Möglichkeit aber nicht. Im allgemeinen Fall mußte man daher bisher zunächst die
Parität des ganzen Wortes prüfen, das Wort dann maskieren und schließlich den Wortrest einer weiteren
Paritätsgeneratorschaltung zuführen, die für den Wortrest erneut eine mit entsprechendem Aufwand
an Bauelementen und Zeit verbundene Paritätskontrolle durchführte.
Der Erfindung liegt die Aufgabe zugrunde, eine Paritätsschaltung anzugeben, mit der mit möglichst
geringem Aufwand an Bauelementen und insbesondere an Zeit sowohl die Paritätsprüfung eines Wortes
durchführbar ist als auch für einen Teil des Wortes, der unabhängig von der Paritätsprüfung bei der weiteren
Datenverarbeitung benötigt wird, die zugehörige Paritätsziffer erzeugt werden kann.
Die Erfindung löst diese Aufgabe bei einer Paritätsschaltung für eine Datenverarbeitungsanlage zum
Erzeugen einer Paritätsziffer für einen Teil eines aus zwei Teilen bestehenden Wortes, mit einer Paritätsprüfschaltung,
die auf alle Bits des Wortes anspricht und im Verlaufe der Paritätsprüfung des Wortes
Paritätssignale erzeugt, die eine ungerade bzw. eine gerade Anzahl von »Einsen« in Teilen des Wortes
und in dem ganzen Wort anzeigen, dadurch, daß eine Torschaltungsanordnung während der Paritätsprüfung
durch die Paritätsprüfschaltung von dieser erzeugte Paritätssignale in Abhängigkeit von dem
einen Teil des Wortes, für den die Paritätsziffer erzeugt werden soll, auswählt und sie einer Paritätsgeneratorschaltung
zuführt, welche unter Verwendung dieser ausgewählten Paritätssignale die Paritätsziffer für den einen Teil des Wortes ebenfalls während
der Zeit erzeugt, in der die Paritätsprüfschaltung die Paritätsprüfung durchführt.
Die Erfindung hat den Vorteil, daß die Paritätskontrolle
eines in der Datenverarbeitung benötigten Wortteiles (beispielsweise eines Befehlswortes, aus
dem eine Adresse ausgeblendet worden ist) unter Verwendung wesentlicher Teile der Schaltungsanordnung, die für die Paritätskontrolle des Gesamt-Wortes ohnehin vorhanden sein muß, praktisch ohne
zusätzlichen Zeitaufwand durchführbar ist. Sowohl die Paritätskontrolle eines Wortes als auch eine Maskierung und die Paritätseneuguug für den Wortrest
erfolgen gleichzeitig während der Zeitspanne, in der
ίο das Wort zwischen den Stufen des Rechners übertragen wird.
Eine zusätzliche Zeiteispamis ergibt sich daraus,
daß die Paritätsschaltung asynchron arbeitet, wie noch näher erläutert werden wird. Der Ausdruck
»asynchron« bedeutet im vorliegenden Fall, daß die ein Wort bildenden Binärbits jeweils in Zeitintervallen auftreten, die in Bezug aufeinander nicht festliegen.
Unterschiede in den Zeiten können z. B. durch
ao die unterschiedlichen Verzögerungen hervorgerufen
werden, die von den verschiedenen Stufen im Rech ner, durch welche die verschiedenen Bits einer Nachricht
laufen, eingeführt werden.
Errindungsgemäß wird die Parität eines Wortes
Errindungsgemäß wird die Parität eines Wortes
as kontrolliert und zugleich ein Teil des Wortes ausgeblendet
und Parität für den Rest des Wortes erzeugt. Die Paritätserzeugung für den Rest des Wortes kann
dadurch bewerkstelligt werden, daß das Paritätsbit des vollen Wortes mit der Anzahl von »Einsen« in
den Binärbits des ausgeblendeten Teiles des Wortes verglichen wird. Wenn beispielsweise das Paritätsbit
»Eins« ist (was in einem ungeraden Paritätssystem eine gerade Zahl von »Einsen« im vollen Wort anzeigt)
und eine gerade Zahl von »Einsen« im ausgeblendeten Teil des Wortes vorhanden ist, so zeigt das
System an, daß im restlichen Teil des Wortes eine gerade Anzahl von »Einsen« vorhanden ist.
Das erfindungsgemäße System enthält eine Schaltung, welche jeweils gruppenweise die Binärbits in
einem Wort und die Komplemente dieser Bits prüft und daraus eine geringere Anzahl von Bits und ihren
Komplementen ableitet, deren jedes eine ungerade oder gerade Anzahl von »Einsen« in der untersuchten
Gruppe von Bits anzeigt. Diese geringere Anzahl von Bits wird anschließend in der gleichen Weise untersucht
derart, daß eine noch geringere Anzahl von Bits und ihren Komplementen erhalten wird. Dei
Vorgang wird so lange fortgesetzt, bis ein einziges Bit und sein Komplement gewonnen sind, das eine
ungerade oder gerade Anzahl von »Einsen« im Wort anzeigt. Dieses Bit und sein Komplement können mil
dem Paritätsbit und seinem Komplement verglicher werden, um zu ermitteln, ob die Parität des Wo'tes
stimmt.
Derjenige Teil des Wortes, der ausgeblendet werden soll, wird während des Paritätskontrollvorgangei
aus dem eben erwähnten Paritätskontrollteil dei Schaltung gewonnen. Dieser Teil des Wortes kam
beispielsweise aus einer oder mehreren der unter
fio suchten Bitgruppeu bestehen. Die in der Kontrollstuf«
für diese Gruppen gewonnenen Binärbits zeigen be rcits die Anzahl von »Einsen« im ausgeblendeter
Wort an und können unmittelbar in den anschließen den logischen Stufen verwendet werden, welche dl·
Parität für den Rest des Wortes erzeugen.
Die Paritätskontrolle, Paritätserzeugung und Aus Wendung werden im Asynchronverfahren währen«
der Übertragung eines Wortes oder Teilworle
zwischen zwei Schaltungen oder Stufen im Rechner durchgeführt. Im Gegensatz zu den vorbekannten
Einrichtungen, bei welchen eine große Anzahl von Paritätskontrollschaltungen und Paritätsgeneratoren
benötigt wird, kann erfindungsgemäß eine einzige kombinierte Paritätskontroll- u>id -generatorschaltung
für den gesamten Rechner verwendet werden. Im Fall eines Rechners, bei dem jedes Wort eine erheblich
größere Anzahl von Ziffern enthält oder Parität für zwei Teile eines vollen Wortes gleichzeitig erzeugt
werden soll, kann man für den gesamten Rechner zwei kombinierte Kontroll-Generator-Einheiten verwenden.
In den Zeichnungen zeigt
Fig. 1 ein Blockschaltbild eines Teiles eines Digitalrechners
mit einem Register, Gattern, Invertern und Informationsbits führenden Sammelleitungen,
F i g. 2 bis 4 Blockschaltbilder von Stufen der erfindungsgemäßen Paritätsschaltung in verschiedenen
Logikpegeln,
Fig. 5 ein Blockschaltbild desjenigen Teiles der Paritätsschaltung, der dasjenige Binärbit erzeugt, das
anzeigt, ob die Parität des untersuchten Wortes stimmt oder nicht,
Fig. 6 ein Blockschaltbild desjenigen Teiles der Paritätsschaltung, der für ein maskiertes oder ausgeblendetes
Wort Parität erzeugt,
F i g. 7 ein Blockschaltbild desjenigen Teiles der Paritätsschaltung, der für den unmaskierten oder
nicht ausgeblendeten Teil eines Wortes Parität erzeugt,
Fig. 8 ein Blockschaltbild des vollständigen Paritätskontrollteiles
der erfindungsgemäßen Schaltung,
Fig. 9 ein Blockschaltbild eines Teilwortregisters und bestimmter in das Register einführender Gatter,
Fig. 10 und 11 Blockschaltbilder der Gatter, in
denen die Maskierung oder Ausblendung stattfindet, und
Fig. 12 ein Blockschaltbild der vollständigen
Paritätserzeuger-, Paritätskontroll- und Ausblendschaltung.
Eine Anzahl der in den Figuren gezeigten Blöcke stellt an sich bekannte Schaltungen dar. Die Schaltungen
der Blöcke werden durch eingespeiste elektrische Signale betätigt. Ein derartiges Signal stellt
mit einem Pegel die Binärziffer »Eins« und mit einem anderen Pegel die Binärziffer »Null« dar. Für die
folgende Beschreibung soll vorausgesetzt werden, daß ein hochpegeliges Signal die Binärziffer »Eins«
und ein niederpegeliges Signal, beispielsweise von 0 Volt, die Binärziffer »Null« darstellt. Ferner wird
der Einfachheit halber im folgenden gelegentlich von einer »Eins« oder »Null« statt von einem in einen
Block oder eine logische Stufe eingespeisten elektrischen Signal gesprochen.
- In den Figuren werden Großbuchstaben für die die Binärziffern darstellenden Signale verwendet.
Beispielsweise kann D1 die Binärziffer »Eins« oder die Binärziffer »Null« darstellen. Wenn ein Großbuchstabe
überstrichen ist, stellt er das Komplement einer Binärziffer dar. Ferner werden Großbuchstaben
in Booleschen Gleichungen für die bündige Beschreibung einer Schalrungsoperation verwendet.
In einigen Fällen werden Großbuchstaben für die Kennzeichnung von Leitungen und Signalen verwendet.
Beispielsweise bedeutet das Symbol RO0 ein Steuersignal, das, wenn es die Binärziffer »Null« darstellt,
bestimmte »Und-nicht«-Gatter öffnet. Anderweitige Buchstabenkombinationen werden jeweils an
denjenigen Stellen definiert werden, wo sie vorkommen.
In sämtlichen Figuren ist eine als Mehreingangs-S »Und-nicht«-Gatter bekannte logische Schaltung
vorgesehen. Ein »Und-nicht«-Gatter erzeugt an seinem Ausgang eine »Eins«, wenn sämtliche Eingänge
»Null« sind, und eine »Null«, wenn einer oder mehrere seiner Eingänge »Eins« sind. Dieses Gatter
ίο kann aus einem »Und«-Gatter mit sämtlichen Eingängen
vorgeschalteten Invertern oder aber aus einem »Oder«-Gatter mit einem nachgeschalteten Inverter
bestehen. Unabhängig davon, wie das »Und-nicht«- Gatter realisiert ist, lautet für den Fall, daß zwei
Eingänge A und B und ein Ausgang C vorhanden sind, seine Boolesche Gleichung: 7i~B = C oder
H+B=C, und seine Wahrheitstabelle:
A | B | C |
O | O | 1 |
O | 1 | Cl |
1 | O | Cl |
1 | 1 | Cl |
Definitionen |
Ein »Wort« besteht aus einem geordneten Satz oder einer Gruppierung von Bits und stellt die Normaleinheit
dar, in der Nachrichten gespeichert, übertragen oder anderweitig in einem Rechner verarbeitet
werden. In dem Rechner, auf den sich die vorliegende Erfindung bezieht, ist ein Vollwort 56 Bits
und ein Halbwort 28 Bits lang. Um die nachstehende Erläuterung zu vereinfachen, werden jeweils immer
nur 28 Bits behandelt und die 28 Bits entsprechend als »Wort« bezeichnet. Das 28-Bit-Wort kann in
neun 3-Bit-Buchstaben (manchmal auch »Oktalbuch-
4<i stäben« oder »Oktalzeichen« genannt) und ein
Paritätsbit unterteilt werden.
In dem nachstehend im einzelnen erläuterten Rechner wird jeweils ein Wort über eine Sammelleitung
und das Komplement des Wortes über eine andere Sammelleitung übertragen. Dabei soll vorausgesetzt
werden, daß ein Wort jeweils aus einer Gruppe von D-Ziffern und das Komplement des
Wortes aus einer Gruppe von /-Ziffern besteht. Ferner ist bei Anwesenheit einer Information oder
J0 Nachricht das aus D-Ziffern zusammengesetzte Wort
gleich einem aus fl-Ziffern zusammengesetzten Wort.
Bei der Paritätskontrolle handelt es sich um ein
Verfallren zum Untersuchen oder Prüfen eines Wortes oder Buchstaben auf etwaige Fehler oder
Irrtümer. Dabei wird ein selbstkontrollierender Code verwendet, in dem die Gesamtzahl der »Einsen«
oder :i>Nullen« stets gerade oder ungerade, je nach
der getroffenen Übereinkunft, ist. Das Paritätsbit in einem Wort wird zunächst entweder »Eins« oder
»Nulk gemacht, um sicherzustellen, daß beipielsweise
die Gesamtzahl der »Einsen« im Wort ungerade: ist. Stellt sich bei der späteren Kontrolle des
Wortes heraus, daß es eine ungerade Anzahl von »Einsen« hat, so stimmt die Parität, und es wird
angenommen, daß keine Fehler vorhanden sind. Die das Paritätsbit erzeugende Schaltung bezeichnet man
als Paritätsgenerator.
Ein kleiner Ausschnitt eines Digitalrechners, in
Ein kleiner Ausschnitt eines Digitalrechners, in
1
dem die erfindungtgema'ße Paritätsschaltung Anwendung
finden kann, ist in Fig. 1 gezeigt. Der Rechner hat zwei aus 28 Leitern zusammengesetzte
Sammelleitungen oder Kabel, die im folgenden als »Wortkabel 1« und »Komplementkabel 2« bezeichnet
werden. 27 Leitungen des Kabels 1 dienen für die Übertragung von Informationsbits D1 bis D.,7
(den beim vorliegenden Rechner ein Wort bildenden 27 Iniformationsbits), während die achtundzwanzigste
Leitung des Kabels 1 ein Paritätsbit /).,8 überträgt. Ebenso dienen 27 Leitungen des Kabels 2 für die
Übertragung von Infoftnationsbits /, bis Z27, während
die iichtiindzwanzigste Leitung dieses Kabels das
Paritätsbit /2H überträgt. Bei Anwesenheil von Daten
oder Kommandos sind die /-Bits zu den D-Bits komplementär.
Eine große Anzahl von Registern kann an die Leitungen der beiden Kabel angeschlossen sein.
Jedes Register enthält 28 Flip-Flops, je einen für jede Leitung jedes Kabels. Um das System für die
Zwecke der vorstehenden Erläuterungen zu vereinfachen, sind lediglich zwei dieser Register, angedeutet
durch den gestrichelten Block 30, gezeigt. Ferner sind nur drei der 28 Flip-Flops im Register, nämlich
der 2°-Flip-Flop, der 2'-FUp-FlOp und der 227-Paritäts-Flip-Flop,
gezeigt. Jeder Flip-Flop hat einen ersten Ausgang Z und einen zweiten Ausgang Z.
Das heißt, wenn der Ausgang Z die BinärziiTcr »Eins« darstellt, so stellt der Ausgang Z die Binärziffer
»Null« dar, und umgekehrt.
Der Z-Ausgang des 2°-Flip-Flops ist über ein »Und-nichte-Gatter 31 an die Leitung 1 des Kabels 1
angeschlossen. Der Z-Ausgang des 2°-Flip-Flops ist über ein »Und-nicht«-Gatter 32 an die Leitung 1
des Kabels 2 angeschlossen. Ebenso sind die Z- und Z-Ausgänge des 2'-Flip-Flops über »Und-nicht«-
Gatter 33 bzw. 34 an die Leitung 2 der Kabel 1 bzw. 2, die Z- und Z-Ausgänge des 22-Flip-Flops
(nicht gezeigt) über entsprechende »Und-nicht«- Gatter (nicht gezeigt) an die Leitung 3 (nicht gezeigt)
der Kabel 1 bzw. 2 angeschlossen usw. Die Z- und Z-Ausgänge des 227-Flip-Flops sind über »Undnichl«-Gatter
35 bzw. 36 an die Leitung 28 der Kabel 1 bzw. 2 angeschlossen.
Bei den »Und-nicht«-Gattern 31 bis 36 handelt es sich um Mehreingangs-sLind-nichtÄ-Gatter. Der
erste Eingang wurde bereits erläutert. Der zweite Eingang empfängt jeweils vom Maschineninstruktionsgenerator
des zentralen Steuersystems des Rechners eine Binärziffer RO (Abfragekommando). Der Maschineninstruktionsgen;rator
stellt eine allgemein bekannte Anordnung dar, die beispielsweise in dem Buch »Digital Computer and Control Circuits« von
Ledley, McGraw Hill, lQ60, Kapitel 17, beschrieben
und dort als »operation signal generator« (Operationssignalgenerator)
bezeichnet ist. Die Binärziffer/?0 ist normalerweise eine »Eins«, so daß die
»Und-nichte-Gatter 31 bis 36 normalerweise inaktiviert oder gesperrt sind. Soll ein »Und-nichi«-Gatter
leitend gemacht werden, so wird RO von »Eins« in »Null« geändert. Für die vorliegende Erörterung
kann vorausgesetzt werden, daß die Z?0-Ziffern
asynchron auftreten, d.h. in unterschiedlichen Zeitintervallen an den »Und-nicht«-Gattern 31 bis 36
eintreffen können. Dieses verschiedenzeitige Eintreffen kann durch unterschiedliche Verzögerungen
verursacht werden, die den ÄO-Spannungen von den verschiedenen durchlaufenen Stufen erteilt werden,
8 "
wobei diese unterschiedlichen Verzögerungen ihrerseits
durch die unterschiedlichen Zeiten, welche die verschiedenen Stufen für die Durchführung ihrer
logischen Operationen benötigen, oder durch die unterschiedlichen Eigenverzögerungen oder Eigenträgheiten
der die betreffenden logischen Stufen bildenden Schaltungselemente bedingt sind.
Die in Fig, I gezeigte Schaltung arbeitet wie
folgt: Jedes RO ist normalerweise »Eins««, so daß die »Und-nichU-Gatter 31 bis 36 normalerweise
verriegelt sind. Dies bedeutet, daß die Ausgänge der »Und-nicht«-Gatter, d. h. D1 bis D2S und Z1 bis Z28,
»Null« sind. Soll die Information vom Register in die Leitungen der beiden Kabel übertragen werden,
so werden ROn bis RO07 von »Eins« in »Null« geändert.
Ist der Z-Ausgang des 2°-Flip-Flops »Null« und der Z-Ausgang »Eins«, so leitet das »Undnicht«-Gatter31,während
das »Und-nicht«-Gatter32 verriegelt bleib.'.. Dies bedeutet, daß D1 — 1 und
Z1 = 0. Ebenso leitet das »Und-nichu-Gatter 33
oder das »Und-nicht«-Gatter 34, so daß D, eine
bestimmte Binärziffer und /„ deren Komplement darstellt, usw. Es gilt daher im allgemeinen Fall:
Dx. I- Tx — 1 ode<- 7Jx = Ix = 1 bei Abwesenheit von
Information, Dx -= Ix-Q bei Anwesenheit von Information;
eine Situation, bei der Dx = Zx=I, ist
nicht möglich. Dx = Ix — 1 zeigt die Anwesenheit
der BinärzirTer »Eins« an; ~BX — Zx — 1 zeigt die Anwesenheit
der Binärziffer »Null« an.
An das Wortkabel und das Komplementkabel sind insgesamt 56 Inverter angeschaltet. Diese Inverter
befinden sich im Block 100 und sind jeweils durch ein »Z« in einem Kreis angedeutet. 28 derartige
Inverter sind für das Wortkabel und 28 für das Komplementkabel vorgesehen.
Am Ausgang der ersten Invertergruppe 101 erscheint das Binärwort Λ, bis A21 plus Ap, dem
Paritätsbit. Am Ausgang der zweiten Invertergruppe 102 erscheint das Binärwort B1 bis ZJ27 plus dem
Paritälsbit Bn. Die Wörter A und B werden der
später ausführlich zu beschreibenden Paritätsschaltung zugeleitet.
Bei Anwesenheit von Information im Wortkabel und Komplementkabel sind die Wörter A und B
komplementär, un>i das Wort D ist gleich dem
Wort B; ist keine Information im Wortkabel und Komplementkabel anwesend, so sind sämtliche Bits
des Wortes A gleich den entsprechenden Bits des Wortes B gleich »Eins«.
Eine der Stufen im ersten Logikniveau odei
Logikpegel der Paritätsschaltung (Fig. 8 und 12) ist in Fig. 2 gezeigt und als »logisches Netz« 12
bezeichnet. Die logischen Netze 13 bis 20 des ersten Niveaus oder Pegels sind gleich ausgebildet wie das
Netz 12, haben jedoch unterschiedliche Eingangsbinärbits und unterschiedliche Ausgangsbits. Beispielsweise
empfängt das logische Netz 13 die Binärziffer Av Ah und A6 sowie B4, B5 und B6 und
liefert die Ausgangsbits O2 und E2. Das logische
Netz 14 empfängt die Bits A7, A8 und A9 sowie
B7, B8 und B„ usw. Dieser Sachverhalt ist eingehender
in der später zu erläuternden F i g. 8 gezeigt.
Das logische Netz 12 hat die Aufgabe, die ersten drei Bits B1 bis B3 zu untersuchen und ein Ausgangssignal
zu liefern, das anzeigt, ob eine gerade odei ungerade Anzahl von »Einsen« vorhanden ist. Ist die
Anzahl der »Einsen« in den drei B-Bits ungerade so wird, wie später gezeigt wird, O »Eins«, währenc
509 641/28'
E »Null« bleibt. Ist dagegen die Anzahl der »Einsen« gerade, so bleibt O »Null«, während E »Eins«
wird.
Das logische Netz 12 enthält acht »Und-nicht«- Gatter 40 bis 47. Die ersten vier Gatter sind mit
ihren Ausgängen zusammengeschaltet. Ebenso sind die zweiten vier Gatter mit ihren Ausgängen zusammengeschaltet.
Jedes Gatter hat verschiedene Eingangskombinationen von A und B jeweils in Dreiergruppen.
Wenn keine Information A1 oder A, oder A3 anwesend ist, bleiben sämtliche »Und-nicht«-
Gatter40 bis 47 verriegelt. Wenn beispielsweise die Information A1 nicht anwesend ist, so ist Ax -— 1 und
B1-I, wie oben erklärt. Da sämtliche »Und-ntcht«-
Galtcr an einem ihrer Eingänge entweder A1 oder Zi1
führen, sind in diesem Fall sämtliche »Und-nicht«- Gatter im Netz 12 inaktiviert. Das bedeutet, daß O1
und E1 »Null« bleiben. Ist die Information A1 und
A2 und A3 anwesend, so sind B1, B2 und ΒΛ Komplemente
von A1, A2 bzw. Α.Λ, und eines der Gatter
41 bis 47 leitet. Es folgt, uaß die InfoniuUiun A1 bis
A3 asynchron an den logischen Netzen 3 bis 11 eintreffen
kann und daß dadurch die Operation der Netze 12 bis 20 in keiner Weise beeinträchtigt wird.
Die letztgenannten Netze warten ab. bis die Information in den Netzen 3 bis 11 eingetroffen ist, woraufhin
ein Gatter in jedem Netz geöffnet wird. Da die Information A und B asynchron auftreten kann,
arbeiten die logischen Netze 12 bis 20 synchron. Jedes der Netze beginnt mit seiner Operation, sobald
sämtliche Bits eines Oktalbuchstabens (beispielsweise A1, A„ und /I3), die für das Netz bestimmt sind, eintreffen.
Die Operation oder Arbeitsweise der logischen Netze 12 bis 20 wird durch die folgenden Booleschen
Gleichungen beschrieben, wobei das logische Netz 12 als Beispiel genommen und der allgemeine Ausdruck
daraus abgeleitet ist:
O1= u + v + w + x.
Ersetzt man U-X durch A- und B-Werte, so erhält man
O1 ZT1 · E2 · ^3 + S1 · /T2 · B3 + ^r B2. B3 + H1 ■ Tl1 ■ Tl
In gleicher Weise ergibt sich
E1 = B1 · H2 ■ Z3 +
■ B2
+ /Γ, · 'A2 · F3 + B1 · B2 · B3
Man kann leicht zeigen, daß im allgemeinen Fall
En — B
13n-2) ■
-2)
(3π-2)
An
.in - 21
'3«-2) '
3Π - Vl
- ι)
„ (4)
wobei η eine ganze Zahl von 1 bis 9 ist. η = N — 11,
wobei N sich auf dasjenige logische Netz bezieht, von dem die O- und E-Gliec'er abgeleitet sind.
einfach ausgedrückt, besagen die obigen Gleichungen,
daß. wenn die drei Bits, der Information A und drei Bits der zu untersuchenden Information B anwesend
sind, O — 1 und £ = 0, falls in den drei Eingangsbits
B eine ungerade Anzahl von »Einsen« vorhinden
ist, und O = O und E= 1, falls in den drei Eingangsbits B eine gerade Anzahl von »Einsen«
ν srhanden ist. Die Wahrheitstabelle für ein logisches
Netz 12 — als Beispiel — ist wie folgt:
Ai | Ai | 0 | Bi | B2 | B, | Ox | E1 | Anzahl von »Einsen« | Leitendes |
1 | in den S-Ziffern | Gatter | |||||||
0 | 0 | 0 | 1 | 1 | 1 | 1 | 0 | ungerade | 43 |
0 | ο | 1 | 1 | 1 | 0 | 0 | 1 | gerade | 46 |
0 | ι | 0 | 1 | 0 | 1 | 0 | 1 | gerade | 45 |
0 | 1 | 1 | 1 | 0 | 0 | 1 | 0 | ungerade | 42 |
1 | 0 | 0 | 0 | 1 | 1 | 0 | 1 | gerade | 44 |
1 | 0 | 1 | 0 | 1 | 0 | 1 | 0 | ungerade | 41 |
1 | 1 | 0 | 0 | 1 | 1 | 0 | ungerade | 40 | |
1 | 1 | 0 | 0 | 0 | 0 | 1 | gerade | 47 | |
F i g. 3 zeigt eines der logischen Netze im zweiten Logikpegel (Fig. 12) der Paritätsschaltung. Dieses in
Fig. 3 als »logisches Netz 21« bezeichnete Netz enthält
acht »Und-nicht«-Gatter 48 bis 55. Die logischen Netze 22 und 23 (F i g. 8) sind gleich ausgebildet
wie das logische Netz 21, haben jedoch jeweils andere Eingänge und Ausgänge. Beispielsweise hat
das loüische Netz 22 Eingänge O4, O5, O6 und E1,
Er>, El sowie Ausgänge F, und G2, während das
locische Netz 23 Eingänge O7, O8, O9 und E7, E8, E8
sowie Ausgänge F3 und G, hat. Zweck dieser logischen
Netze ist es, die O- und Ε-Bits jeweils in Dreiergruppen zu untersuchen und zu ermitteln, ob
in den neun durch die drei O- und Ε-Bits dargestellten D-Bits eine ungerade oder gerade Anzahl von
»Einsen« vorhanden ist. Wenn bei den drei O-Eingängen eines logischen Netzes die Anzahl der »Einsen«
ungerade ist, so bleibt F »Eins«, und G wire
»Null«; wenn dagegen bei den drei O-Eingängen des Netzes die Anzahl der »Einsen« gerade ist, so wird
F »Null«, und G bleibt »Eins«. Man kann ferner zeigen, daß, wenn eines der drei Eingangsbits abwesenc
1
it, beispielsweise wenn O1 und E1 beide gleich
Null« sind, die Kombinationen der übrigen beiden lits, beispielsweise O.,, Ox und Ii.,, E3, so beschaffen
ind, daß F1 und G1 beide gleich »Eins« sind.
12 V
Die Arbeitsweise der Schaltung nach F i g. 3 ist derjenigen der Schaltung nach Fig. 2 ganz ähnlich.
Die diese Arbeitsweise bestimmenden Booleschen Gleichungen für das Netz 21 sind wie folgt:
F1= O1-U1-E, HO1-E2D^ E1D2D3-I-E1-E2-E3,
G1 == D1 ■ E2-E1; E1- ö., ■ E3 γΈ^Έ.^-D3 I D1 ·D2·D3.
Der allgemeine Ausdruck ist zwar nicht angegeben, kann jedoch leicht abgeleitet werden, wie in Glei-
:hungen (4) und (5) gezeigt.
Die | Ol | Wahrheitstabelle | 0» | für das | logische | Netz 2L | als Beispiel | lür die | Netze 21 bis 23 ist wie | folgt: |
O2 | Ei | Ei | Fi | Gi | Anzahl von »Einsen« | Leitendes | ||||
in den O-Ziffern | »Und-nicht«- | |||||||||
O | O | Gatter | ||||||||
O | O | 1 | 1 | 1 | 1 | O | 1 | gerade | 55 | |
O | O | O | 1 | 1 | O | 1 | O | ungerade | 48 | |
O | 1 | 1 | ·, | O | 1 1 |
I | O | ungerade | 49 | |
1 | 1 | O | 1 | O | O | O | 1 | gerade | 52 | |
1 | O | 1 | O | I | 1 | 1 | O | ungerade | 50 | |
1 | O | O | O | 1 | O | O | 1 | gerade | 53 | |
1 | 1 | 1 | O | O | 1 | O | 1 | gerade | 54 | |
1 | O | O | O | 1 | O | ungerade | 51 |
Die die Operation des logischen Netzes 24 beschreibenden Booleschen Ausdrücke sind wie folgt:
Nach Beendigung der von den logischen Netzen nen von F- und G-Eingängen. Die ersten vier »Und-21
bis 23 durchgeführten Operationen verbleiben 30 nicht«-Gatter liefern am Ausgang ein H, die zweiten
zwei Gruppen von je drei Binärziifern F1, F.„ F., und vier Gatter ein L.
G1, G.,, G3 (Fig. 8). Zweck der in Fig. 4 gezeigten
Stufe 24 ist es, diese drei Ziffern zu untersuchen und anzuzeigen, ob in den beiden Gruppen jeweils eine
ungerade oder eine gerade Anzahl von »Einsen« 35 vorhanden ist. Die Schaltung nach Fig. 4 ist identisch
der nach Fig. 3. Sie enthält acht »IJnd-nicht«-
Gatter 56 bis 63. die jeweils in Vierergruppen zu- __ _ _ _
sammengeschaltet sind. Die einzelnen »Und-nicht«- ~ 1 2 3
Gatter empfangen jeweils verschiedene Kombinatio- 40 +G1
//-F1
F2-U3-I-F1
+ G1-F2
+ G1-F2
G2-F3
F3-I-G1
G2-G
3,
Die Wahrheitstabelle für das logische Netz 24 ist wie folgt:
Fi | F; | Fj | G1 | G2 | G3 | H | L | Anzahl von »Einsen« | Leitendes |
in den Fi-Ziffern | »Und-nichu- | ||||||||
Gatter | |||||||||
0 | 0 | 0 | 1 | 1 | 1 | 0 | 1 | gerade | 63 |
0 | 0 | 1 | 1 | 1 | 0 | 1 | 0 | ungerade | 56 |
0 | 1 | 0 | 1 | 0 | 1 | 1 | 0 | ungerade | 57 |
0 | 1 | 1 | 1 | 0 | 0 | 0 | 1 | gerade | 60 |
1 | 0 | 0 | 0 | 1 | 1 | 1 | 0 | ungerade | 58 |
1 | 0 | 1 | 0 | 1 | 0 | 0 | 1 | gerade | 61 |
1 | 1 | 0 | 0 | 0 | 1 | 0 | 1 | gerade | 62 |
1 | 1 | 1 | 0 | 0 | 0 | 1 | 0 | ungerade | 59 |
Aus den obigen Gleichungen und der dazugehörigen Wahrheitstabelle wird ersichtlich, daß, wenn in
den drei F-Eingängen eine gerade Anzahl von »Einsen« vorhanden ist, L »Eins« wird und H »Null«
bleibt, während, wenn in den drei F-Eingängen eine ungerade Anzahl von -»Einsen« vorhanden ist, L
»Null« bleibt und H »Eins« wird. Es sind daher die 27 ursprüngisch untersuchten Bits auf ein einziges
Bit reduziert worden. Man kann zeigen, daß, wenn man jeweils in Dreiergruppen erst diese 27 Bits,
dann die resultierenden neun Bits und schließlich die resultierenden drei Bits untersucht, wie geschehen,
das schließlich resultierende Bit L dann »Eins« ist, wenn die 27 übertragenen D-Bits eine gerade Anzahl
von »Einsen« enthalten, während bei Vorhandensein einer ungeraden Anzahl von »Einsen« in den Π
übertragenen D-Bits das schließliche Ausgangsbit I »Null« ist.
Die Paritätskontrollstufe des Paritätssystems ist ii
F i g. 5 gezeigt. Sie enthält zwei Inverter 68 und 68/1
1
die von der ebe.", erläuterten Stufe 24 die Bits H
bzw. L empfangen. Der Inverter 68 schickt seine Ausgangssignale an »Und-nichU-Gatter 64 und 67,
während der Inverter 68 Λ seine Ausgangssignale an »Und-nicbt«-Gatter 65 und 66 liefert. Das Paritätsbit Bp gelangt zu den »Und-nichU-Gattern 64 und
66, während das Paritätsbit An zu den »Und-nicht«-
Gattern 65 und 67 gelangt. Wenn die Parität stimmt, liefert die Schaltung ein Ausgangssignal PC = 1,
wählend bei unrichtiger Parität ein Ausgangssignal PU = 1 erzeugt wird.
Ist die Anzahl der »Einsen« in den 27 Datenbits des D-Wortes ungerade, so muß das Paritätsbit D2R
gleich »Null« sein (ebenso Bn = 0). Entsprechend
maß, wenn die 27 Datenbits des D-Woites eine gerade Anzahl von »Einsen« enthalten, das Paritä^sbit
D„s »Eins<-. sein (ebenso Bn = 1). Es wurde bereits
erwähnt, daß bei Vorhandensein einer ungeraden Anzahl von »Einsen« im D-Wort H = 1 und L = O
ist, während bei Vorhandensein einer geraden Anzahl von »Einsen« im D-Wort H = O und
L = 1 ist.
Die Arbeitsweise der Schaltung nach F i g. 5 wird ic bündig in der nachstehenden Tabelle beschrieben.
Diese Tabelle zeigt, daß die Schaltung in der erforderlichen Weise arbeitet. Wenn die Parität des Wortes
richtig ist, so ist PC = 1 und PU = 0, während, wenn die Parität des Wortes unrichtig ist, PL' = 1 ist!
Anzahl von »Einsen« if
im B-Wort
Parität
Leitendes Gatter
Ausgans
Ungerade | 1 | 0 | 0 | 1 | richtig | 64 | PC= 1 |
Gerade | 0 | 1 | 1 | 0 | richtig | CS | PC = 1 |
Ungerade | 1 | 0 | 1 | 0 | falsch | 67 | Pi; = ι |
Gerade | 0 | i | 0 | 1 | falsch | 66 | Pi/= 1 |
Die Anzeigen PU und PC können dazu verwendet werden, ein fehlendes Bit oder falsche Parität wahrzunehmen.
Wenn nach dem Beginn einer Datenübertragung sowohl PC als auch PU über einen langen
Zeitraum, beispielsweise das Fünffache der längsten Datenübertragungszeit, »Null« bleiben, so ist anzunehmen,
daß ein Bit fehlt. In diesem Fall wird ein Alarmgeber oder -anzeiger (nicht gezeigt) betätigt.
Daraufhin kann der Rechner automatisch gestoppt werden, oder der Rechner wiederholt automatisch
die vorausgegangene Instruktion, oder der Rechner kann automatisch eine diagnostische Analyse zur Ermittlung
der Fehlerquelle einleiten. Die gleichen Vorgänge können durch ein Signal PU--= 1, das eine
falsche Parität anzeigt, ausgelöst werden.
Die Schaltung, die den Zustand PU = PC = 0
wahrnimmt, kann eine Verzögerungsleitung, der eines der Signale RO = 0 (Fig. 1) zugeleitet wird,
sowie ein »Und-nichU-Koinzidenzgatter, das an seinen drei Eingängen das Ausgangssignal der Verzögerungsleitung
sowie das Signal PU und das Signal PC empfängt, enthalten. Die von der Verzögerungsleitung
eingeführte Verzögerung beträgt in diesem Fall das Fünffache der längsten zu erwartenden
Ubertragungsverzögerung, wie oben erörtert.
Die Schaltung, die den Zustand PU — 1 wahrnimmt, kann einfach aus einem Verstärker bestehen,
der das Signal PU = 1 empfängt und sein Ausgangssignal dem Alarmgeber zuleitet.
Der Alarmanzeiger selbst sowie die verschiedenen obenerwähnten Anordnungen für die
Fehlerquellenermittlung, Instruktionswiederholung usw., sind üblich ausgebildet und gehören nicht
zum Gegenstand vorliegender Erfindung. Sie brauchen daher hier nicht im einzelnen beschrieben zu
werden.
Die bisher erläuterten Schaltungen bilden zusammengenommen ein System zum Kontrollieren der
Parität eines achtundzwanziggliedrigen oder -zifTrigen Wortes. Stimmt die Parität des Wortes, so erzeugt
die Schaltung nach Fig.5 ein Ausgangsignal PC — 1. Die in Fig.6 gezeigte Schaltung stellt denjenigen
Teil der Paritätsschaltung dar, der für einen Teil dieses 28-Bit-Wortes Parität erzeugt.
Im vorliegenden beispielsweisen Fall ist angenommen, daß die Datenbits D1 bis D3 und D19 bis D„o
maskiert oder ausgeblendet und der Rest des Wortes, nämlich D4 bis D18, einem später zu erläuternden
Speicherregister zugeleitet werden sollen. Bei dem betrachteten System ist es erforderlich, die richtige
Parität für diesen Rest des Wortes zu erzeugen. Das geschieht in der vorliegenden Anordnung in der
Weise, daß zunächst die Parität für die ausgeblendeten Bits D, bis D3 und D19 bis D26 erzeugt und
dann das so erzeugte Paritätsbit mit dem Paritätsbit für das Gesamtwort, d. h. das 28-Bit-Wort, verglichen
wird. Die in Fig. 6 gezeigte Schaltung dient dazu, das Paritätsbit für das ausgeblendete Wort zu
erzeugen. Die in F i g. 7 gezeigte, später zu erläuternde Schaltung dient dazu, das Paritätsbit für den
Rest des Wortes zu erzeugen.
Zunächst wird daran erinnert, daß die im ersten Logikpegel (wie in F i g. 2 teilweise gezeigt) erzeugten
Bits O und E jeweils einem Oktalbuchstaben, d. h. drei Bits, entsprechen. Ferner sind bei Anwesenheit
von Daten oder Kommandos die Bits B gleich den Bits D: Beispielsweise entsprechen die
Ziffern O1 und E1 den Oktalbuchstaben B1, B2, B3
und A1, A„, Av Wenn O = 1 und E = 0, so ist im
Buchstaben B (und im entsprechenden Buchstaben D) eine ungerade Zahl von »Einsen« vorhanden. Wenn
O = O und E = 1, so ist die Anzahl der »Einsen« im Oktalbuchstaben B gerade. E kann daher als das
Paritätsbit (ungerade Parität vorausgesetzt) für den Oktalbuchstaben B angesehen werden.
Ebenso entsprechen die in dem bereits beschriebenen Paritätssystem erzeugten Bits F und G jeweils
drei O-Ziffcrn bzw. drei Ε-Ziffern. Das heißt, beispielsweise
kann G dem Paritätsbit für die neun Bits B und F dem Paritätsbit für die neun Bits A
entsprechen. Wenn G = O und F = 1, so ist in den neun dargestellten Ziffern ß eine ungerade An-
IO
zahl von »Einsen« vorhanden. Entsprechend ist, wenn G = 1 und F = O, in den neun dargestellten
Bits B eine gerade Anzahl von »Einsen« vorhanden.
Die in F i g. 6 gezeigte Schaltung enthält zwei Inverter
105 und 106, die die Signale O1 bzw. E1 empfangen.
Die Bits O und E kommen vom Paritätssystem über später zu erörternde Gatter. Der Inverter
105 liefert seine Ausgangssignale an »Undnicht«-Gatter 107 und 113. Der Inverter 106 liefen
seine Ausgangssignale an »Und-nichu-Gaiter 108 und 109. Die Eingangssignale G3 und F3 gelangen
ebenfalls zu den Gattern. Und zwar gelangt G3 auf den zweiten Eingang der »Und-nichu-Gatter 107
und 109, während F3 auf den zweiten Eingang der »Und-nicht«-Gatter 108 und 110 gelangt. Die Eingangssignale
F und G durchlaufen später zu erörternde Gatter.
Wie bereits erwähnt, stellt das Eingangssignal E1
die Anzahl von »Einsen« in den drei Bits B1 und B2
und B3, die ausgeblendet werden sollen, dar. Entsprechend
stellt das Eingangssignal G die neun Bits S19 bis B27, die ausgeblendet werden sollen, dar. Die
in Fig. 6 gezeigte Schaltung arbeitet nach dem Prinzip, daß eine ungerade Anzahl von »Einsen«
plus einer ungeraden Anzahl von »Einsen« gleich einer geraden Anzahl von »Einsen«, eine serade
Anzahl von »Einsen« plus einer geraden Anzahl von »Einsen« gleich einer geraden Anzahl von
»Einsen« und eine ungerade Anzahl von »Einsen«
ίο plus einer geraden Anzahl von »Einsen« gleich einer
ungeraden Anzahl von »Einsen« ist. Auf dieser Grundlage werden für die neun ausgeblendeten Bits
das korrekte Paritätsbit ME und sein Komplement MO erzeugt. Die nachstehende Tabelle beschreibt
bündig die Arbeitsweise der Schaltung. NL1Ji sieht,
daß ME »Null« bleibt, wenn die Gesamtzahl der »Einsen« in den ausgeblendeten zwölf Bits ungerade
ist, während ME »Eins« wird, wenn die Gesamtzahl der »Einsen« in den zwölf ausgeblendeten Bits gerade
ist. ME ist daher das Paritätsbit für das ausgeblendete Wort B (oder D).
Oi | Et | Anzahl von »Einsen« in den drei Bits Di bis Da |
0 0 1 1 |
1 1 0 0 |
Anzahl von »Einsen«: in den neun Bits Dio bis D3T |
Anzahl von »Einsen« in den zwölf Bits (D1 bis D3) + (Du bis D27) |
Leitendes Gatter |
ME | MO |
0 1 0 1 |
1 0 1 0 |
gerade ungerade gerade ungerade |
ungerade ungerade gerade gerade |
ungerade gerade gerade ungerade |
109 107 108 110 |
0 1 1 0 |
1 0 0 1 |
||
Die in F i g. 7 gezeigte Schaltung empfängt Eingangssignale, welche die Anzahl von »Einsen« im
Gesamtwort und die Anzahl von »Einsen« im ausgeblendeten Wort darstellen. Diese Schaltung arbeitet
nach dem Prinzip, daß bei Vorhandensein einer geraden Anzahl von »Einsen« im Gesamtwort
und einer geraden Anzahl von »Einsen« im ausgeblendeten Wort das Restwort eine gerade Anzahl
von »Einsen«, bei Vorhandensein einer ungeraden Anzahl von »Einsen« im Gesamtwort und einer ungeraden
Anzahl von »Einsen« im ausgeblendeten Wort das Restwort eine gerade Anzahl von »Einsen«,
bei Vorhandensein einer ungeraden Anzahl von »Einsen« im Gesamtwort und einer geraden Anzahl
von »Einsen« im ausgeblendeten Wort das Restwort eine ungerade Anzahl von »Einsen« und bei Vorhandensein
einer geraden Anzahl von »Einsen« im Gesamtwort und einer ungeraden Anzahl von »Einsen« im ausgeblendeten Wort das Restwort eine
ungerade Anzahl von »Einsen« enthält.
Die in F i g. 7 gezeigte Schaltung enthält drei Inverter 113, 114 und 1115. Der erste Inverter empfängt
das Signal PC von der in F i g. 5 gezeigten Paritätskontrollstufe. Der zweite Inverter empfängt
das Signal ME von der in F i g. 6 gezeigten Stufe, und der dritte Inverter empfängt das Signal MO von
der in Fig. 6 gezeigten Stufe. Die Inverter 114 und 115 geben ihre Ausgangsignale auf »Und-nicht«-
Gatter 111 bzw. 112. Der Inverter 113 liefert seine Ausgangssignalc an beide »Und-nicht«-Gatter 111
und 112. Die Paritätsbits An und Bn gelangen von
den in F i g. 1 gezeigten Invertern auf Eingänge der »Und-nichte-Gatter 111 bzw. 112.
Wenn die Parität des Gesamtwortes stimmt, so ist PC= 1, und das Ausgangssignal des Inverters 113
öffnet die Gatter 111 und 112. Wenn die Parität falsch ist, so ist PC = O, und die »Und-nicht«-Gatter
111 und 112 bleiben beide gesperrt. Dadurch wird verhindert, daß ein Paritätsbit Gn erzeugt wird, wenn
das ursprüngliche Wort (das 28-Bit-Wort) falsche Parität hat.
Enthält das ausgeblendete Zwölf-Bit-WortD., bis D3
und D19 bis D27 eine gerade Anzahl von »Einsen«,
so ist ME = 1 und MO — O. Bei Vorhandensein
einer ungeraden Anzahl von »Einsen« in den zwölf ausgeblendeten Bits ist ME = O und MO =1. Bei
Vorhandensein einer geraden Anzahl von »Einsen« im Gesamtwort ist /2R = O, D28 = 1, B1, = 1 und
ungerade, so ist D28 = 0, /28
Die in F i g. 7 gezeigte Schaltung vergleicht die obigen Ziffern A, B, ME und MO. Stellt Bn eine ungerade Αηζεη! von »Einsen« und ME eine gerade Anzahl von »Einsen« im D-Wort dar oder stellt B1 eine gerade Anzahl von »Einsen« und ME eine ungerade Anzahl von »Einsen« dar, so ist das Paritätsbr Gn für das Restwort D4 bis D18 »Null«. Zu anderer Zeiten leitet eines der »Und-nicht«-Gatter 111 unc 112, und es ist Gn = 1. Die Arbeitsweise der Schal tung ist bündig in der nachstehenden Tabelle be schrieben. In dieser Tabelle ist angenommen, daß di< Parität des Gesamtwortes stimmt, d. h. PC = 1.
Die in F i g. 7 gezeigte Schaltung vergleicht die obigen Ziffern A, B, ME und MO. Stellt Bn eine ungerade Αηζεη! von »Einsen« und ME eine gerade Anzahl von »Einsen« im D-Wort dar oder stellt B1 eine gerade Anzahl von »Einsen« und ME eine ungerade Anzahl von »Einsen« dar, so ist das Paritätsbr Gn für das Restwort D4 bis D18 »Null«. Zu anderer Zeiten leitet eines der »Und-nicht«-Gatter 111 unc 112, und es ist Gn = 1. Die Arbeitsweise der Schal tung ist bündig in der nachstehenden Tabelle be schrieben. In dieser Tabelle ist angenommen, daß di< Parität des Gesamtwortes stimmt, d. h. PC = 1.
28 28
1
An = 0. Ist die Anzahl der »Einsen« im Gesamtwort
ME MO Anzahl von >Einsen« im B
ausgeblendeten Wort °
D1 bis D3
+ Dis bis β«
+ Dis bis β«
1004 Anzahl von
»Einsen«
im Gesamtwor
Di bis Dst
»Einsen«
im Gesamtwor
Di bis Dst
Anzahl von
»Einsen«
im Restwort
D* bis Dis
»Einsen«
im Restwort
D* bis Dis
Leitendes G Gatter
1 | 0 | gerade | 1 | 0 | gerade | gerade | 111 | 1 |
0 | 1 | ungerade | 0 | 1 | ungerade | gerade | 112 | 1 |
1 | 0 | gerade | 0 | 1 | ungerade | ungerade | — | 0 |
0 | 1 | ungerade | 1 | 0 | gerade | ungerade | — | 0 |
Fig.8
Der vollständige Paritätskontrollteil des Systems ist in F i g. 8 gezeigt. Die verschiedenen darin enthaltenen
Blöcke sind bereits im einzelnen beschrieben worden und in F i g. 8 jeweils mit gleichen Bezugsnummern
versehen wie in den vorhergehenden Figuren. Die verschiedenen in F i g. 8 gezeigten Leitungen
stellen in einigen Fällen Eindrahtkabel und in anderen Fällen Mehrdrahtkabe! dar. Beispielsweise
stellt die erste Leitung oben links mit dem Symbol SZl1 bis A3« drei Leiter und die zweite Leitung
von links mit dem Symbol »ßt bis ßa« ebenfalls
drei Leiter dar.
Wenn keine Information anwesend ist, sind sämtliche Λ-Bits und sämtliche ß-Bits gleich »Eins«.
Sämtliche O-Pits und Ε-Bits sind gleich »Null«, und sämtliche F-Bits und G-BUs sind gleich »Eins«. H
und L sind gleich »Null«, und PC und PU sind gleich »Null«,
Die Aufgabe der Inverter (Fig. 1), von denen die
A- und ß-Bits abgeleitet werden, besteht darin, zu ermitteln, ob eine Information anwesend ist oder
nicht. Wenn eine Information anwesend ist, sind die /!-Bits und die ß-Bits komplementär, und jeweils
ein Gatter in jedem Netz leitet. Bei Nichtvorhandensein eines D-Bits bleiben diu diesem D-Bit entsprechenden
A- und ß-Bits »Eins«. Sämtliche Gatter in demjenigen Netz, dem diese A- und ß-Bits zugeleitet
werden, sind verriegelt.
Die Aufgabe der logischen Netz:e 12 bis 20 im ersten Logikpegel besteht darin, die Eingangsziffern
und ihre Komplemente jeweils in Oktalbuchstaben, d. h. Dreiergruppen, zu untersuchen und ein Ausgangssignal
zu erzeugen, das anzeigt, ob in der untersuchten Dreizifferngruppe eine ungerade oder gerade
Anzahl von »Einsen« vorhanden ist. Wenn die drei untersuchten D-Bits eine gerade Anzahl von »Einsen«
enthalten, so wird E »Eins« und O bleibt »Null«.
Die Aufgabe der Netze 21 bis 23 im zweiten Logikpegel besteht darin, die 0-Ziffern (und ihre
Komplemente, die E-ZifTern) jeweils in Dreiergruppen zu untersuchen, um zu ermitteln, ob die
drei Ε-Ziffern eiee ungerade oder gerade Anzahl von
:^:r:-;n« enthalten. Ist in den untersuchtenE-Ziffern
die Anzahl der »Einsen« gerade, so bleibt F »Eins«, und G wird »Null«.
Die Aufgabe des logischen Netzes 24 im dritten Logikpegel besteht darin, die drei F-ZifTern (und ihre
Komplemente, die drei G-Ziffern) zu unteisuchen,
um zu ermitteln., ob die Anzahl der »Einsen« in den drei G-ZifTern ungerade oder gerade ist. 1st die Anzahl
der »Einsen« in den drei F-Ziffcrn gerade, so wird L »Eins«, und // bleibt »Null«.
Die Paritätsstufe 25 hat die Aufgabe, die Paritätsbits Ap und B0 mit den Bits H und L zu vergleichen,
um erstens zu bestimmen, ob die gesamte Information die Paritätsstufe erreicht hat, und zweitens zu ermitteln,
ob die Parität stimmt.
Die in F i g. 8 gezeige Paritätskontrollstufs arbeitet asynchron. Das heißt, die ersten y4-Ziffern und
ihre Komplemente B können die Netze im ersten so Logikpegel zu verschiedenen Zeiten erreichen. Jedes
Netz wartet so lange, bis drei Ziffern und ihre Komplemente eingetroffen sind, und leitet sodann
ein Ausgangssitmal an ein entsprechendes Netz im zweiten Yogikpegel. In gleicher Weise warten die
Nefe im zweiten LogiKpegel das Eintreffen sämtlicher
Informationssignale ab, ehe sie eine Information an den dritten Logikpegel weiterleiten.
Ein wichtiger Vorteil des System: besteht darin, daß es hohe Arbeitsgeschwindigkeiten ermöglicht,
obwohl die ankommende Information zu verschiedenen Zeiten eintrifft und die verschiedenen logischen
Netze unterschiedliche Eigenverzögerungen aufweisen können. Dies läßt sich an Hand des folgenden
Beispiels zeigen. Es sei angenommen, daß das schnellste Stück einer Information ein logisches Netz
im ersten Logikpegel in 0,2 Mikrosekunden und das langsamste Informationsstück das logische Netz im
ersten Logikpegel in 2 Mikrosekunden erreicht. Es sei weiter angenommen, daß das schnellste der Netze
eine Verzögerung von nur 0,2 Mikrosekunden, das langsamste dagegen eine Verzögerung von 2 Mikrosekunden
erteile. Wäre die Schaltung synchron, so würde dies bedeuten, daß man alles auf den schlechtesten
Fall, d. h. ein langsames Informationsstück (eines, das 2 Mikrosekunden benötigt, um ein Netz
zu erreichen) und ein langsames Netz (eines, das eine Verzögerung von 2 Mikrosekunden einführt),
abstellen muß. Das heißt, es müssen mindestens 4 Mikrosekunden zwischen dem Zeitpunkt, da ein
Informationsstück nach dem ersten Logikpegel losgeschickt wird, und dem Zeitpunkt, da das Informationsstück
nach dem zweiten Logikpegel weitergeleitet werden kann, vorgesehen werden. Fernei
muß man eine gewisse Toleranz vorsehen, um Schwankungen in den verschiedenen Verzögerungen
zu berücksichtigen, so daß eine Zeitspanne von mindestens 6 oder 8 Mikrosekunden eingeplant werder
muß.
Bei der erfindungsgemäßen Schaltung dagegen lieg:
— auf statistischer Grundlage — die durchschnittliche Arbeitsgeschwindigkeit unter den oben vorausgesetzten
Bedingungen näher bei 2 Mikrosekunder als bei 6 oder 8 Mikrosekunden. Im schlechtestmög
liehen Fall ergibt ein in einer trägen oder langsamer Stufe eintreffendes langsames Signal eine maximal·
Verzögerung von 4 Mikrosekunden. Eine. Toleran; ist nicht erforderlich, da jede Stufe unabhängi]
arbeitet und keine Stufe eine Information an dii
nächstfolgende Stufe weiterleitet, ehe sie ihre logische
Operation beendet hat. Im Durchschnittsfall erreicht ein durchschnittliches Signal, beispielsweise mit einer
Verzögerung von einer Mikrosekunde oder weniger, eine mit durchschnittlicher Geschwindigkeit, beispielsweise
ungefähr einer Mikrosekunde, arbeitende Stufe in etnsr solchen Weise, daß sich eine Gesamtverzögerung
von 2 Mikrosekunden ergibt. In einem anderen Normalfall — auf statistischer Grundlage —
erreicht ein schnelles Signal, beispielsweise mit einer Verzögerung von nur 0,2 Mikrosekunden, "ine langsame
Stufe, beispielsweise mit 2 Mikrosekunden Arbeitzeit, in solcher Weise, daß sich eine Gesamtverzögeiung
von etwas mehr als 2 Mikrosekunden ergibt. In einem weiteren Fall erreicht ein langsames
Signal, beispielsweise mit einer Verzögerung von
2 Mikrosekunden, eine schnelle Stufe, beispielsweise mit einer Arbeitszeit von 0,2 Mikrosekundend, wiederum
so, daß sich eine Gesamtverzögerung von etwas mehr als 2 Mikrosekunden ergibt.
Ein weiterer wichtiger Vorteil der erfindungsgemäßen Schaltung besteht darin, daß die Einrichtung
nicht dadurch arbeitsunfähig wird, daß Schaltungselemente altern oder anderweitige Änderungen
in den Schaltungselementen auftreten, durch welche die durch die einzelnen logischen Netze bedingten
Verzögerungen verändert werden. Derartige Erscheinungen führen lediglich dazu, daß die Arbeitsgeschwindigkeit
der betreffenden Stufe sich etwas verlangsamt. Es sei beispielsweise angenommen, daß
die Verzögerung des logischen Netze:; 5 sich von einer Mikrosekunde in 3 Mikrosekunden ändere.
Dabei arbeitet die Schaltung einwandfrei weiter, jedoch wird im schlechtesten Fall die von der betreffenden
Stufe eingeführte Verzögerung nunmehr
3 Mikrosekunden, nämlich gleich ihrer Eigenverzögerung plus denjenigen 2 Mikrosekunden, die das
langsamste Signal benötigt, um diese Stufe zu erreichen.
Ein weiterer Vorteil der erfindungsgemäßen Schaltung besteht darin, daß das Fehlen einer Information
nicht irrtümlich mit einer Information verwechselt werden kann. Es sei beispielsweise angenommen,
daß das Binärbit A1 im logischen Netz 14 nicht eintrifft.
Dies bedeutet, daß A1 und B1 beide »Eins«
sind, so daß keine Stufe im Netz 14 leitet. Dies bedeutet, daß O3 und E3 »Null« bleiben. F1 und G1
bleiben daher beide »Eins«, während H und L beide »Null« unc1 PC und PU beide »Null« bleiben. Dies
bedeutet, daß ein Informationsstück die Paritätsstufe 25 nicht erreicht hat.
Das gesamte Paritätssystem einschließlich der Einrichtung zur Paritätskontrolle eines Gesamtwortes,
der Einrichtung zum Ausblenden eines Teiles des Wortes und der Einrichtung zum Erzeugen der
Parität für den Rest des Wortes ist in Fig. 12 in
Blockform dargestellt. Der größte Teil dieser Figur versteht sich von selbst, und die Bezugszeichen in
den Blöcken beziehen sich auf die entsprechenden anderen Figuren, in denen die Einzelheiten der betreffenden
Blöcke gezeigt sind. Nicht erörtert wurden jedoch bisher die Blöcke 120 bis 125,
Der Block 121 besteht aus einer Gruppe von Gattern, die entweder »Und-nicht«-Gatter oder
»Und'.-Gatter sein können. Zweck dieser Gatter ist
es, bestimmte der E- und O-ZifTern derjenigen Stufe
zuzuleiten, welche die Parität für die ausgebk-ndeien
Bits erzeugt. Der Block 122 stellt eine andere Gruppe von Gattern dar, die eine ähnliche Funktion
haben wie dis Gatter 121, jedoch an die Paritätsgeneratorstufe
für die ausgeblendeten Bits jeweils neun Bits darstellende Ziffern weiterleiten. Diese
beiden Stufen sollen nunmehr kurz beschrieben werden.
In dem hier betrachteten Beispiel werden zwölf Bits des Wortes ausgeblendet. Selbstverständlich ist
aber die Erfindung nicht auf die Ausblendung von
ίο gerade dieser Anzahl von Bits beschränkt Beispielsweise
kann man jede beliebige Anzahl von Bits, einzeln oder in Vielfachen von drei oder in Vielfachen
von einer beliebigen anderen Ziffer, ausblenden. Um die einzelnen Bits auszublenden, benötigt man am
Ausgang der im Block 126 gezeigten Inverter eine Gatterstufe. Sollen z. B. sechs Bits ausgeblendet werden,
so werden durch den Ausblendgenerator zugeleitete Steuerspannungen zwei der Gatter im Block
121 geöffnet und sämtliche Gatter des Blockes 122
ao gesperrt. Zum Eingeben eines Satzes von O-, E-Bits
in die Leitung 150 benötigt man entsprechende Schalter,
Eine geringe Abwandlung der Logikschaltung im Paritätsgenerator 127 ist erforderlich, falls diese Generatorstufe
mehr als insgesamt vier Eingänge erhält. Diese Umgestaltung hat den Zweck, die mehr als
vier Eingänge in vier Eingänge umzusetzen. Sind beispielsweise Eingangssignale O1, E1, F2, G2, F3 und G3
vorhanden, so muß man F.-, mit F3 und G2 mit G3
kombinieren, um Fx, Gx zu erhalten. Letztere zeigen
die Anzahl von »Einsen« in den durch F2 und F3
dargestellten 18 Bits an. Fx und Gx werden in die
Leitung 150 gegeben. Die Schaltung zum Gewinnen von F1 und Gx kann ähnlich ausgebildet sein wie die
Schaltung in Fi g. 6.
Erhält die Stufe 127 nur vier Eingangssignale, beispielsweise O1 und E1 und O2 und E2, so werden O1
und E1 der gleichen Stelle in der Schaltung zugeleitet
wie in Fig. 6. O„ und E2 werden denjenigen
Schaliungskkmmen zugeleitet, denen bei der gezeigten Ausführungsform G3 und F3 zugeleitet
werden.
Zweck der Gatter 125 ist es, den nicht ausgeblendeten Teil des Gesamtwortes an die Gatter 123
weiterzuleiten. Diese Gatter können entweder »Undnicht«-Gatter oder »Und«-Gatter sein; eine Ausführungsform
dieser Gatter ist in F i g. 9 gezeigt.
Die Gatter 123 haben die Aufgabe, das Teilwort D4
bis D,s im vorliegenden Beispiel sowie das für dieses
Teilwort erzeugte Paritätsbit Gn dem Teilwortregister
124 zuzuleiten. Diese Gatter und das Teilwortregister sind in F i g. 9 gezeigt.
Die zwischen das Wortkabel 1 und die Gatter 123 geschalteten Gatter 125 sind in Fig. 9 als »Und«-
Gatter dargestellt. Der Block 12.5 enthält insgesamt 27 derartige »Und«-Gatter, und zwar je eines für
jede Ziffer des Wortes. Um die Zeichnung zu vereinfachen, sind jedoch nur zwei derartige Gatter 130
und 131 gezeigt. Die übrigen Gatter sind schematisch durch die gestrichelte Linie angedeutet. Jedes Gatter
ist jeweils an einen der 27 verschiedenen Leiter des Wortkabels angeschaltet. Der achtundzwanzigste Leiter,
der das Paritätsbit für das Ge:samtwort führt, iist an kein Gatter angeschlossen, da die Parität für das
weilerzuleitende Teilwort nicht notwendig gleich der Parität ties Gesamtwortes sein muß.
Im Betrieb empfangen diejenigen der Gatter 125, die geöffnet werden sollen, vom Ausblendgenerator
120 (Fig. 12) ein Öffnungssignal ROPW (Abfrage-Teilwort).
Der Ausblendgenerator ist in üblicher Weise ausgebildet und kann ein Teil des Steuersystems
des Rechners sein. Ihm wird durch Maschineninstruktionssignale befohlen, die Signale ROPW
zu übertragen. Durch die Signale ROPW wird die Zusammensetzung (die Bits) des in ein bestimmtes
Teilwortregister zu schiekenden Teilwortes bestimmt.
Die in Fig. 9 als »Und«-Gatter dargestellten Gatter
123 empfangen die Ausgangssignale der Gatter 125. Die Anzahl der Gatter in dieser Stufe ist gleich
der Anzahl der Flip-Flops im Teilwortregister. Das bestimmte in der Zeichnung gezeigte Wortregister
124 hat 17 Flip-Flops, und zwar 16 für Datenbits
und das siebzehnte für das Paritätsbit. Um die Zeichnung zu vereinfachen, sind lediglich drei der Gatter
132 bis 134 und drei der Flip-Flop 135 bis 137 gezeigt.
Sollen das Teilwort und die Paritätsziffer für das Teilwort eingesagt oder eingegeben werden, so wird
sämtlichen Gattern 123 ein Steuersignal RIPW (Einsage-Teilwort)
zugeleitet. Dieses Steuersignal kommt vom zentralen Steuersystem des Rechners und ist ein
Maschincnir.stnsktionssignal. Es kann aber auch das
Steuersignal gewünschtenfalls das Signal PC sein,
das anzeigt, daß die Paritätskontrolle des Gesamtwortes beendet ist und die Parität des Gesamtwortes
stimmt.
Der Block 121 in Fig. 10 enthält insgesamt
18 »Und«-Gatter, und zwar neun für die O-Bits und neun für die Ε-Bits. Vier der Gatter 138 bis 141 sind
in der Zeichnung gezeigt. Diese Gatter werden durch vom Ausblendgenerator 120 gelieferte Signale geöffnet.
In dem gezeigten Ausführungsbeispiel wird MA1 »Eins« gemacht, wodurch die Gatter 138 und
140 geöffnet werden. MA0 bis MA9 bleiben »Null«,
so daß die übrigen Gatter geschlossen bleiben.
In dem in F i g. 11 gezeigten Block 122 sind insgesamt sechs »Und-nicht«-Gatter 142 bis 147 vorgesehen.
Jedes dieser Gatter empfängt ein anderes Signal F oder G. Ein vom Ausblcndgenerator geliefertes
Signal MAS-O dient dazu, die Gatter "gewünschtenfalls zu öffnen. In dem gezeigten Ausführungsbeispiel
wird MAS3 gleich »Null« gemacht, während MASi und MAS2 »Eins« bleiben. Es gelangen
daher die Signale F, und G1 durch die geöffneten
Gatter 146 und 147 zur Paritätsgcneratoistufc 127. Die übrigen Gatter bleiben gesperrt.
Hierzu 5 Blatt Zeichnungen
77ft
Claims (1)
1. Paritätsschaltung für eine Datenverarbei- der »Einsen« in den untersuchten Grup^n aniungsanfcge
zum Erzeugen einer Paritätsziffer für 5 geben, sowie eine dritte Schaltungsstufe (F ι g 4)
:inen TeU eines aus zwei Teilen bestehenden enthält, die schließlich eine einzige Pantatsziffer
Wortes, mit einer Paritätsprüfschaltung, die auf (H, L) liefert, welche die Anzahl der *Einsen«
alle BiLs des Wortes anspricht und im Verlaufe im ganzen Wort anzeigt daß eine weitere Pander
Paritätsprüfung des Wortes Paritätssignale tätspriifstufe (25) vorgesehen ist die auf die emerzeugt,
die eine ungerade bzw. eine gerade An- io zige Paritätsziffer anspricht und eine Anzeige
zahl von »Einsen« in einzelnen Bitgruppen des (PQ liefert, die angibt ob die Pantatsziffer des
Wortes und in dem ganzen Wort anzeigen, d a - Wortes richtig ist und daß die Pantatsgeneratordurch
gekennzeichnet, daß eine Tor- schaltung (Fig. 6 und Fιg. 7) auf die Anzeige
schaltungsanordnung (121, 122) während der Pa- (PC) und mindestens eines der dritten und zweiritätsprüfung
durch die Paritätsprüfschaltung 15 ten Paritätssignale (£, O bzw i-, O) anspricht,
(Fig. 8) von dieser erzeugte Paritätssignale (O1, urn die Paritätsziffer (Gp) fur den einen Teil des
E1, F3, G3) in Abhängigkeit von dem einen Teil Wortes zu erzeugen.
(D1, D, und D19 bis D27; oder D. bis D18) des 6. Paritätsschaltung nach Anspruch 1, mit
Wortes, für den die Paritätsziffer erzeuge werden einer Paritätsprüfschaltung, die bei Ubereinstimsoll,
auswählt und sie einer Faritätsgeneraior- *c mung der Paritätsziffer des Wortes mit der erschaltung
(Fig. 6, Fig. 7) zuführt, welche unter zeugten Paritätsziffer ein die richtige Parität anVerwendung
dieser ausgewählten Paritätssignale zeigendes Signal liefert, dadurch gekennzeichnet,
die Paritätsziffer (ME, MO oder Gp) für den daßdieParitätsgeneratorschaltung(Fig.6 Fig.7)
einen Teil des Wortes ebenfalls während der eine Sperrschaltung (111 bis 115) enthalt, die
Zeit erzeugt, in der die Paritätsprüfschaltung *5 bei Abwesenheit des die richtige Paritat anzei-(Fig.
8) die Paritätsprüfung durchführt. genden Signals (PC) die Pantatsgeneratorschal-
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---|---|---|---|
E77 | Valid patent as to the heymanns-index 1977 |