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RVerfahren zur gesicherten Ubertragung von in digitaler Form vorliegender
Signale" Die Erfindung betrifft ein Verfahren zur gesicherten-Ubertragung von in
digitaler Form vorliegender Signale mittels eines zyklischen Codes, und einer Anordnung
zur Durchführung des Verfahrens.
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Zur schmalbandigen tibertragung von Signalen, insbesondere von Videosignalen,
werden diese vor der Ubertragung in an sich bekannter Weise von Redundanz und Irrelevanz
befreit.
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Diese komprimierten Signale sind jedoch sehr empfindlich gegen Störungen,
insbesondere, wenn eine Differenz-Puls-Code-Modulation (DPCM) oder eine Runlength-Codierung
(RLC) angewendet wird.
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Zur Ubertragung der komprimierten Signale sind Kanäle geeignet, die
nicht zu große Störungen aufweisen (Fehlerwahrscheinlichkeit <510 4), damit die
zur Signalsicherung erforderliche Redundanz den bei der Komprimierung erzielten
Gewinn nicht rückgängig macht.
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Der Erfindung liegt die Aufhabe zugrunde, ein Verfahren und eine Anordnung
zur Durchführung des Verfahrens anzugeben, das mit möglichst wenig Redundanz eine
wirkungsvolle digitale Sicherung komprimierter Signale, insbesondere komprimierter
Videosignale gestattet.
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Die Aufgabe wird durch die im Anspruch 1 genannte Erfindung gelöst.
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Durch die erfindungsgemäße Lösung sind nur wenige zusätzliche Redundanzbits
zur Datensicherung erforderlich. Bei einem Ausführungsbeispiel wurden lediglich
3% der Informationsbits für die Datensicherung herangezogen. Empfangsseitig sind
dadurch je übertragene Bild zeile bis zu 5 statistisch verteilte Fehler erkennbar,
weil zur Erhöhung der Sicherheit der Fehlerkorrektur und zur Vermeidung eines größeren
Aufwands lediglich zwei statistisch verteilte Fehler oder ein bis zu 12 Bit umfassendes
Fehlerbündel korrigiert werden. Wenn das System so ausgelegt
wird,
daß es bis zu 3 statistisch verteilte Fehler korrigiert, dann lassen sich nur noch
4 statistisch verteilte Fehler erkennen und der Schaltungsaufwand nimmt erheblich
zu.
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Weitere vorteilhafte Ausgestaltungen und Weiterbildungen der Erfindung
sind in den Unteransprüchen angegeben. So läßt sich beispielsweise das Verfahren
so ausgestalten, daß nur richtig korrigierte Daten ausgegeben werden und/oder daß
zusätzlich ein die Richtigkeit der Korrektur kennzeichnendes Signal in Gestalt einer
Richtig- oder Falschmeldung abgegeben wird.
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Mit Vorteil läßt sich das Verfahren auf komprimiefte Videosignale
anwenden, insbesondere, wenn sendeseitig eine Anordnung zur Komprimierung der Videosignale
verwendet wird, die eine konstante Anzahl von Bits ae Bildzeile liefert. Zur günstigen
Weiterverarbeitung der Videosignale, vor allem, wenn eine übertragene Bildzeile
als unkorrigierbar ermittelt vlrde und unter Verwendung benachbarter Bildzeilen
interpoliert werden soll, werden die Daten jeweils einer vollständigen Bildzeile
mit einem Blockcode gesichert. Ein BCH-Blockcode erfordert hierfür nur wenig Redundanz
und ermöglicht die Erkennung und Korrektur sowohl von statistisch verteilten Fehlern
als auch von Fehlerbündelimit relativ wenig Aufwand.
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Das hier beschriebene Verfahren ist jedoch auch in seinen einzelnen
Schritten vielseitig einsetzbar. Soll beispielsweise die Richtigkeit einer statistischen
Fehlerkorrektur überprüft werden, wobei die Korrektur nicht bis zur maximal möglichen
anzahl (d-1)/2 Fehlern erfolgen muß (d - Hamming distanz), so kann das vom Korrekturwerk
zur Korrektur statistisch verteilter Fehler ermittelte Fehlermuster in ein Syndromregister,
welches Rückkopplungen gemäß dem Generatorpolynom des Blockcodes aufweist und welches
nach n Takten wieder das ursprüngliche Syndrom enthält, zurückgekoppelt werden.
Eine am Syndromregister angeschlossene Nulltestlogik überprüft anschließend, ob
alle Stufen des Syndromregisters auf Null sind. Zweckmäßigerweise wird das Syndromregister
zusätzlich zur Korrektur von Fehlerbündeln genutzt.
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Um nur einwandfrei korrigierte Daten vom Decodierer ausgeben zu lassen,
wird zweckmäßigerweise das ermittelte statistische Behlermuster gleichzeitig dem
Syndromregister und einem ersten Verzögerungsglied zugeführt und erst, wenn die
Nulltestlogik die Korrektur als zulässig erkannt hat, wird anschließend das Fehlermuster
der auszugebenden, in einem zweiten Verzögerungsglied zwischengespeicherten Datenfolge
überlagert.
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Die Erfindung wird nun anhand eines Ausführungsbeispiels unter Anwendung
der Erfindung auf komprimierte Videosignale naher erläutert. Es zeigen: Figur 1
Blockschaltbild des sendeseitigen Codierers.
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Figur 2 Blockschaltbild des empfangsseitigen Decodierars.
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Figur 3 Blockschaltbild des Syndromregisters.
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Figur 4 Blockschaltbild des «2-Registers.
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Figur 5 Blockschaltbild des a3-Registers.
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Figur 6 Blockschaltbild des 10-stuSigen Registers p(x) und des mod
2-Netzwerkes.
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Erfindungsgemäß wird jede Bildzeile des komprimierten Videosignals
mit einem BCH-Blockcode gesichert. Hierbei ist es erforderlich, daß das komprimierte
Videosignal je Zeile eine feste Anzahl von Bits aufweist. Ein Verfahren, welches
in der Lage ist, Je Bildzeile eine feste Anzahl von Bits zu liefern, ist z. B. in
der Anmeldung P 23 26 644 beschrieben. Bei diesem Verfahren wird das Videosignal
in Zeitabständen der Dauer T abgetastet und, gesteuert durch eine Detailanalyse
des Videosignals, nur für die Senke relevante Signale übertraEe.
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Dabei werden die Abtastwerte einem Relevanzdete£tor, der aus den Helligkeitsunterschieden
räumlich und zeitlich benackbarter Abtastwerte als Äusgangssignal eine iontrast-Verdeck'gsschwelle
erzeugt, und einem Kontrast-Codierer, der mit Hilfe des Ausgangssignals des Relevanzdetektors
relevante Signale ermittelt, zugeführt. Lediglich die relevanten Signale werden
an einen redundanzreduzierenden Codierer weitergeleitet. ScEließlich werden die
erzeugten Codewörter einem Pufferspeicher zugeführt, der in Abhangigkeit von seinem
Füllgrad das Ausgangssignal des Relevanzdetektors zur Erzeugung eines konstanten
Füllgrades beeinflußt. Die Codewörter können dann in konstanter Geschwindigkeit
aus dem Pufferspeicher ausgelesen werden.
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Die Einrichtung zur Durchführung dieses in der genannten Anmeldung
beschriebenen Verfahrens läßt sich so einstellen, daß ca. 1000 Bit Je Bildzeile
erhalten werden. In einem bevorzugten Ausführungsbeispiel der Erfindung wird daher
ein BCH-C ode mit 1023 Bit verwendet. Diese große Verknüpfungslänge erweist sich
als günstig, da man mit wachsender Verknüpfungslänge mit relativ wenig Redundanz
zur Datensicherung bzw. zur Signalsicherung auskommt.
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Der für das Ausführungsbeispiel gewählte BCE-Blockcode mit der Blocklänge
n = 1023, der Anzahl der Informationsbits k = 992, der Anzahl der Redundanzbits
m - 31 hat eine Harmingdistanz d = 8.
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Mit ihm lassen sich bis zu e - 3 statistisch verteilte Fehler und
Pehlerbüadel bis zur Fehlerbündellänge b = 12 korrigieren.
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Der Code hat das Generatorpolynom g(x) - 36176631465 in oktaler Darstellung.
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Figur 1 zeigt das Blockschaltbild des sendeseitigen Registers zur
Erzeugung der jeweils an 992 Informationsbits anzuhängenden 31 Redundanzbits. Die
Figur zeigt ein über Eodulo-2-Addierer rückgekoppeltes Schieberegister zur Erzeugung
des Blockcodes, Für den gleichen Zweck kann auch ein Register gemäß Figur 3 verwendet
werden.
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In Figur 2 ist der empfangsseitige Decodierer dargestellt.
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Nach Einlauf Jeweils eines Empfangswortes wird dieses gleichzeitig
auf bei der Vbertragung aufgetretene Fehlerbündel und auf statistisch verteilte
Fehler geprüft. Hierzu enthält der empfangsseitige Decodierer einen Speicher 2 für
das Empfangswort, ein Korrekturwerk 1 zur Korrektur von Fehlerbündeln und ein Korrekturwerk
3 zur Korrektur statistisch verteilter Fehler.
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Der Speicher 2 besteht aus einem n- oder k-stufigen Schieberegister,
da die Redundanz nicht notwendig gespeichert werden muß.
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Das Korrekturwerk 1 zur Korrektur von Fehlerbündeln umfaßt ein Syndromregister
11, dessen Blockschaltbild in Figur 3 dargestellt ist. An das Syndromregister ist
in an sich bekannter Weise eine Nulltestlogik 12, 13 angeschlossen, welche das Syndromregister
auf dort auftretende Nullenketten prüft. Bei einem fehlerfreien empfangenen Empfangswort
enthält das Syndromregister lediglich Nullen. Ist bei der Ubertragung ein Fehlerbündel
aufgetreten, so zeigt das Syndromregister bei Weitertakten ohne weiteren Dateneingang
in dem Moment das Fehlermuster des Empfangswortes an,wenn beim zyklischen Vertäuschen
des Empfangswortes das Fehlerbündel in den Redundanzteil des Empfangswortes geschoben
ist. Diese Technik ist z. B. aus der DT-PS 2 014 062, D2-PS 2 037 877 oder DU-OS
2 246 506 bekannt.
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Die Einspeisung des Syndromregisters erfolgt über einen Umschalter
16, dessen einer Anschluß an den Eingang des Decoders und dessen anderer Anschluß
an den Ausgang eines Chien-Searchers 36, der den Ausgang des an sich bekannten Eorrekturwerks
3 zur Korrektur statistisch verteilter Fehler bildet, angeschlossen ist. Der Umschaltkontakt
des Schalters 16 führt über einen Modulo-2-Addierer 15, dessen zweiter Eingang mit
dem Ausgang des Syndromregisters 11 verbunden ist, zum Umschaltkontakt eines zweiten
. zweiten,Umschalters 14, dessen einer Anschluß zu den Eingängen des Syndromregisters
11 und dessen anderer anschlup zum zweiten Eingang eines Modulo-2-Addierers 21 führt.
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Der Umschalter 14 wird vom Ausgang der Nulltest-Logik 12 gesteuert.
Die Nulltest-Logiken 12 und 13 sind hier als ODER Glieder ausgeführt. Beim Auftreten
einer geschlossenen Nullkette im Bereich der von der Nulltest-Logik 12 überwachten
Stufen des Syndromregisters 11 schaltet die dadurch am Ausgang des ODER-Gliedes
auftretende; llOfl ein hier nicht gezeigtes Flip-Flop, welches nach vollständigem
Einlauf des Empfangswortes den Umschalter 14 vom Syndromregister 11 zum Modulo-2-Addierer
21 umschaltet.
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Die Sulltest-Logik 13 ist an den vorderen 12 Stufen des Syndromregisters
11 und dem ODER-Glied 12 angeschlossen. Sie ist als NOR-Glied ausgebildet und gibt
ein Quittungssignal an den Ausgang 18 des Decoders, wenn alle Stufen des Syndromregisters
11 auf'"0" sind.
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Gleichzeitig steuert der Ausgang der Nulltest-LogiM 13 ein hier nicht
gezeigtes zweites Flip-Flop, welches einen Umschalter 18 betätigt. Dieser Umschalter
18 schaltet den zweiten Eingang eines Modulo-2-Addierers 23 zwischen Masse und dem
Ausgang eines Verzögerungsgliedes 17 um, dessen Eingang mit dem Ausgang des Korrekturwerkes
3 zur Korrektur statistisch verteilter Fehler und damit mit dem Ausgang des Chien-Searchers
3E verbunden ist.
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Der Ausgang des Speichers 2 ist mit dem ersten Eingang des Modulo-2-Addierers
21 verbunden, dessen Ausgang über ein Verzögerungsglied 22 zum ersten Eingang des
Modulo-2-Addierers 23 führt. Der Ausgang dieses Modulo-2-Addieres 23 ist gleichzeitig
Ausgang des Deocders. Die Verzögerungsglieder 17 und 22 verzögern genau um n Bits,
erfordern jedoch nur k Speicherzellen.
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Das Korrekturwerk 3 zur Korrektur statistisch verteilter Fehler ist
zur Korrektur von lediglich 2 Fehlern ausgelegt und nimmt
das zu
überprüfende Empfangswort in ein 10-stufiges rückgekoppeites Schieberegister 31
und in ein Register 33 auf.
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(α ist ein primitives Element aus GF (2 10 mod (x10+x3+1)).
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An den Stufen des Schieberegisters 31 ist ein Modulo-2-Netzwerk angeschlossen.
Schieberegister 31, Modulo-2-Netzwerk 32 und α³-ßegisters 33 geben ihre Daten
an ein Rechenwerk 34 ab, welches über ein «2-Register 35 und außerdem direkt mit
dem Chien-Searcher 36 verbunden ist.
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Die Punktion des Korrekturweikes 3 zur Korrektur statistisch verteilter
Fehler ist aus W. W. Peterson & E.J. Welden "Error correcting codes" Second
Edition 1972, MIT Press bekannt und wird daher an dieser Stelle nur kurz erläutert.
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Aus dem Empfangswort werden die Teilsyndrome S1, s2 und S3 berechnet,
woraus sich die Koeffizienten 6o, #1 und #2 des Fehlerortpolynoms #(x) bestimmen
lassen. (Siehe auch Berlekamp NAlgebraic Coding Theory" McGraw-Hill 1968, Seite
12 bis 19 und 176 ff.).
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Mit Hilfe des Fehlerortpolynoms
und der Methode von Chien (siehe Berlekamp Seite 132) werden die
errechneten Fehler während der Datenausgabe aus dem Register 2 synchron aus dem
Chien-Searcher 36 ausgegeben.
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Das Steuerwerk zur Ausführung der nachstehend genannten Programmschritte
ist zur besseren uebersicht der Figur 2 dort nicht dargestellt, zumal es nicht Gegenstand
der Erfindung ist.
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Die Ärbeitsweise des Decoders ist nun folgende: Zu Beginn stehen die
Umschalter 14, 16 und 18 in-der in Figur 2 angegebenen ttOtt-Stellung und die rückgekoppelten
Schieberegister 11, 31, 33 und 35 werden gelöscht. Anschließend läuft das Empfangswort
mit n Takten in den Speicher 2 in das Syndromregister 11, in das 10-stufige Schieberegister
31 und in das a3-Register 33 ein.
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Die Xorrekturwerke 1 und 3 versuchen nun während der folgenden (n+2)
Takte unabhängig das Fehlermuster zu bestimmen.
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Das 10-stufige Register 31 ist ein gemäß dem Polynom p(x) =10 + x3
+ 1 n O rückgekoppeltes Schieberegister. An den Ausgangen seiner Registerstufen
steht nach Einlauf des Empfangswortes das Polynom S1. Mit diesem wird durch das
Modulo-2-Netz-2 werk 32 das polynom S1² gebildet, wie die Figur 6 zeigt.
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Beide Polynome S1 und S12 sowie das Polynom S3, welches vom 3.
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3-Register 33 erzeugt wird, werden mit einem einzigen Takt in das
Rechenwerk 34 geladen.
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Das Rechenwerk 34 stellt im wesentlichen ein Dividierer dar.
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Dieser wird nun höchstens 1022 - n-1 mal getaktet, wodurch der Quotient
S3/S1 gebildet-wird. Durch eine Modulo-2-Additio'n des Polynoms S1² erzeugt das
Rechenwerk 34 das Polynom #2 s 512 + Mit einem weiteren Takt wird Jetzt das Polynom
6'2 in das Register 35 geladen. Anschließend werden die beiden Register 31 und 35
einmal getaktet, sodaß die Polynome 682 und #1' in den Chien-Searcher gelangen.
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Das Korrekturwerk 3 zur Korrektur statistisch verteilter Fehler ist
Jetzt bereit, mit jedem weiteren Takt der Register 2, 31 und 35 das errechnete Fehlerwort
parallel zur Datenausgabe auszugeben. Wollte man den Aufwand für die Verzögerungsspeicher
17 und 22 einsparen, so könnte das aus dem Chien-Searcher 36 ausgegebene Feblerwort
auch direkt in den Modulo-2-Addierer 21 geleitet werden.
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Insgesamt wird somit für den gesamten Decodierprozeß von der Einrichtung
3 zur Korrektur statistisch verteilter Fehler folgende Anzahl von Takten benötigt:
1. n Takte für den Dateneinlauf 2.(n + 2)Takte für die Berechnung des Fehlerwortes
3. n Takte für die Datenausgabe, also insgesamt 3n + 2 Takte.
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Parallel zum Decodierprozeß zur Korrektur statistisch verteilter Fehler
läuft der Prozeß zur Bestimmung von Fehlerbündeln ab. Während der ersten n Takte
läuft das Empfangswort in das gyndromregister 11 ein. Anschließend wird mit Hilfe
der Nulltest-Logik 12 während weiterer n Takte, in denen das Syndromregister 11
weitergeschaltet wird, geprüft, ob in den ersten 19 Stufen des Syndromregisters
die für die Korrektur von Fehlerbündeln erforderliche Nullenkette auftritt.
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Wird die.Nullenkette dabei erkannt, so wird die Information, daß ein
korrigierbares Fehlerbündel vorliegt, mit einem Blip-Flop gespeichert, und im Falle
eines überlappenden Fehlerbündels der im Redundanzteil liegende Teil des Pehlerbündels
durch Umschalten des Schalters 14 in Stellung "L" ausgegeben (D?-OS 2 246 506).
Mit dem Korrekturwerk 1 sind also nicht
nur einfache Fehlerbündel,
sondern auch überlappende Fehlerbündel korrigierbar. Dies sind solche Behlerbundel,
die sich auf denÄnfang und das Ende eines Empfangswortes verteilen.
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Nach Ablauf der n Takte am Syndromregister 11 wird 2 Takte lang bis
zur Datenausgabe gewartet, damit die Korrekturwerke 1 und 3 wieder synchron sind
und erst dann Speicher 2 und Syndromregister 11 zur Datenausgabe n mal getaktet.
Dabei erfolgt die Korrektur des Empfangswortes im Nodulo-2-Äddierer 21. Die Korrektur
von Fehlerbündeln wird somit ebenfalls innerhalb 3n + 2 Takten durchgeführt.
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Die Korrektur von Fehlerbündeln hat Priorität gegenüber der Korrektur
statistisch verteilter Fehler. Nur wenn kein korrigierbares Fehlerbündel gefunden
wurde, wird die Korrektur staverteilter tistisch/ Fehler eingeschaltet. Der erfindungsgemäße
Decodierer erlaubt damit die Prüfung auf unkorrigierbare Fehlermuster. Hierzu dienen
ebenfalls die Logiken 12 und 13 am Syndromregister 11.
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Wenn nach den ersten n Takten keine Nullenkette erkannt wurde, also
kein korrigierbares Fehlerbündel vorliegt, schaltet die Nulltest-Logik 12 den Umschalter
14 nicht um. Dadurch wird mit dem Takt n + 1 des Rechenabschnittes ein weiteres,
hier nicht gezeigtes Flip-Flop, gesetzt, welches den Umschalter 16 in 8tellung "L"
bringt. Das Syndromregister wird dabei nicht getaktet.
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Während der Datenausgabe werden nun der Speicher 2, der Chien-Searcher
36 und das Syndromregister 11 n mal getaktet. Dabei wird das errechnete Fehlermuster
über den Schalter 16 in das Syndromregister 11 rückgekoppelt. Die Korrektur wird
als erfolgreich erkannt, wenn nach diesen n Takten die Nulltest-Logik 13 ein völlig
gelöschtes Syndromregister 11 anzeigt, da dann das errechnete Fehlermuster mit dem
tatsächlich auf getretenen Fehlermuster übereinstimmt. Ist dies der Fall, so gibt
die Nulltest-Logik 13 ein Quittungssigaal an den Ausgang 18 ab und behaltet den
Umschalter 18 auf "L", da dann das vom Chien-Searcher errechnete Fehlerwort dem
gesuchten entspricht und im Modulo-2-Addierer 23 den auslaufenden Daten überlagert
werden kann.
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Wird das Quittungssignal nicht abgegeben, so liegt ein unkorrigierbarer
Fehler vor.
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In Figur 2 sind zwei Verzögerungsglieder 17 und 22 vorgesehen, welche
Zwischenspeicher darstellen und zwar ist der Zwischenspeicher 17 für das Fehlermuster
und der Zwischenspeicher 22 für das Empfangswort vorgesehen. Durch diese Maßnahme
ist es möglich, erst bei Abgabe des Quittungssignals das als richtig korrigierbar
erkannte Empfangswort zu k'orrigieren und auszugeben.
Einschließlich
der Prüfung auf unkorrigierbare Behlermuster erfordert die Decodierung somit insgesamt
4n + 2 Takte.
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Die Figuren 4 und 5 zeigen die Blockschaltbilder des a2-Registers
35 und des a3 - Registers 33. Das a3-Register empfängt die Daten seriell vom Kanal,
wogegen das a2-Register parallel mit #2 geladen wird. Die einzelnen Registerstufen
sind, wie in den Figuren angegeben, direkt oder über Modulo-2-Addierer verbunden.
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Figur 6 zeigt etwas ausführlicher das 10-stuSige Register 31, welches
durch die gewählte Rückkopplung das Polynom S1 erzeugt, aus dem durch die dargestellte
Verknüpfung über Nodulo-2-Addierer das Polynom S12 gebildet wird. Beide Polynome
werden dem Rechenwerk 34 zur Weiterverarbeitung während des (n + 1)ten Taktes übergeben.
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Im folgenden soll die hier benutzte Methode zur Korrektur statistisch
verteilter Fehler näher erläutert werden. Die in den Registern 31, 33 und dem Modulo-2-Netzwerk
32 ermittelten Polynome S1, 82 " S1² und 83 stellen Teilsyndrome dar. Diese Teilsyndrom
hängen mit den Koeffizienten eines sog. Fehlerortspoiynomsr(x) über ein lineares
Gleichungssystem, z. B. die
Newton'schen Identitäten, zusammen.
Im vorliegenden Fall lauten diese Koeffizienten des Behlerortpolynoms #1, S S1 und
6t2 s S1 + Nach der Methode von Chien (Berlekamp, Seite 132) prüft man nun die Stelle
x° durch eine Modulo-2-Addition der Koeffizienten desFehlerortspolynoms. Ist diese
Stelle fehlerhaft, so ergibt die Addition "0", andernfalls ein von Null verschiedenes
Element aus dem GF(210).
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Diese Addition wird im Chien-Searcher 36 für alle zyklisch verschobenen
Bits des Empfangswortes durchgefübrt. Das für Jedes Bit korrespondierende Fehierortspolynom
wird bestimmt, indem die Jeweiligen neuen Koeffizienten des Fehlerortspolynoms aus
den alten ermittelt werden.
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Zur Bestimmung der Koeffizienten des neuen Fehlerortspolynoms # (x)
müssen die vorherigen Koeffizienten t1 mit a (Register 31) und entsprechend 6t2
mit a2 (Register 35) multipliziert werden.
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Nach abgeschlossener Prüfung der einzelnen Bits des Empfangswortes
im Chien-Searcher 36 steht das so gefundene Eorrekturwort im Zwischenspeicher 17
und ist außerdem, falls kein Fehlerbündel
von der Einrichtung
1 ermittelt wurde, in das Syndromregister 11 zur Uberprüfung eingelaufen. Nach erfolgreicher
Prüfung der Korrektur statistisch verteilter Fehler im Syndromregister 11 und der
Nulltest-Logik 13 wird, wie bereits erläutert, über Schalter 18 und Modulo-2-Addierer
23 das richtig erkannte Korrekturwort zum Empfangswort addiert.
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Die Steuerung des Decodierers ist in vorteilhafter Weise so progrmmiert,
daß, wenn die Einrichtung 1 zur Korrektur von Fehlerbündeln ein korrigierbares Fehlerbundel
erkennt, dieses mit Vorrang korrigiert wird. Zweckmäßigerweise werden lediglich
richtige und als richtig korrigiert erkannte, von der Redundanz befreite Daten weiterverarbeitet.
Bei fehlerhaft erkannten Daten wird zweckmäßigerweise die vorher als richtig erkannte
Bildzeile wiederholt verarbeitet.