FI113114B - Menetelmä digitaalisen viestin koodaamiseksi ja dekoodaamiseksi - Google Patents
Menetelmä digitaalisen viestin koodaamiseksi ja dekoodaamiseksi Download PDFInfo
- Publication number
- FI113114B FI113114B FI941290A FI941290A FI113114B FI 113114 B FI113114 B FI 113114B FI 941290 A FI941290 A FI 941290A FI 941290 A FI941290 A FI 941290A FI 113114 B FI113114 B FI 113114B
- Authority
- FI
- Finland
- Prior art keywords
- polynomial
- message
- bits
- generator
- generator polynomial
- Prior art date
Links
- 238000000034 method Methods 0.000 title claims abstract description 20
- 125000004122 cyclic group Chemical group 0.000 claims description 15
- 230000007704 transition Effects 0.000 claims description 7
- 230000001360 synchronised effect Effects 0.000 claims 1
- 238000001514 detection method Methods 0.000 abstract description 3
- 238000012795 verification Methods 0.000 abstract 1
- 230000005540 biological transmission Effects 0.000 description 3
- 239000013598 vector Substances 0.000 description 3
- 208000011580 syndromic disease Diseases 0.000 description 2
- 238000013502 data validation Methods 0.000 description 1
- CEJLBZWIKQJOAT-UHFFFAOYSA-N dichloroisocyanuric acid Chemical compound ClN1C(=O)NC(=O)N(Cl)C1=O CEJLBZWIKQJOAT-UHFFFAOYSA-N 0.000 description 1
- 230000000694 effects Effects 0.000 description 1
- 230000000737 periodic effect Effects 0.000 description 1
- 238000011084 recovery Methods 0.000 description 1
- 239000000523 sample Substances 0.000 description 1
Classifications
-
- B—PERFORMING OPERATIONS; TRANSPORTING
- B61—RAILWAYS
- B61L—GUIDING RAILWAY TRAFFIC; ENSURING THE SAFETY OF RAILWAY TRAFFIC
- B61L3/00—Devices along the route for controlling devices on the vehicle or train, e.g. to release brake or to operate a warning signal
- B61L3/02—Devices along the route for controlling devices on the vehicle or train, e.g. to release brake or to operate a warning signal at selected places along the route, e.g. intermittent control simultaneous mechanical and electrical control
- B61L3/08—Devices along the route for controlling devices on the vehicle or train, e.g. to release brake or to operate a warning signal at selected places along the route, e.g. intermittent control simultaneous mechanical and electrical control controlling electrically
- B61L3/12—Devices along the route for controlling devices on the vehicle or train, e.g. to release brake or to operate a warning signal at selected places along the route, e.g. intermittent control simultaneous mechanical and electrical control controlling electrically using magnetic or electrostatic induction; using radio waves
- B61L3/121—Devices along the route for controlling devices on the vehicle or train, e.g. to release brake or to operate a warning signal at selected places along the route, e.g. intermittent control simultaneous mechanical and electrical control controlling electrically using magnetic or electrostatic induction; using radio waves using magnetic induction
-
- H—ELECTRICITY
- H03—ELECTRONIC CIRCUITRY
- H03M—CODING; DECODING; CODE CONVERSION IN GENERAL
- H03M13/00—Coding, decoding or code conversion, for error detection or error correction; Coding theory basic assumptions; Coding bounds; Error probability evaluation methods; Channel models; Simulation or testing of codes
- H03M13/03—Error detection or forward error correction by redundancy in data representation, i.e. code words containing more digits than the source words
- H03M13/05—Error detection or forward error correction by redundancy in data representation, i.e. code words containing more digits than the source words using block codes, i.e. a predetermined number of check bits joined to a predetermined number of information bits
- H03M13/09—Error detection only, e.g. using cyclic redundancy check [CRC] codes or single parity bit
-
- H—ELECTRICITY
- H03—ELECTRONIC CIRCUITRY
- H03M—CODING; DECODING; CODE CONVERSION IN GENERAL
- H03M13/00—Coding, decoding or code conversion, for error detection or error correction; Coding theory basic assumptions; Coding bounds; Error probability evaluation methods; Channel models; Simulation or testing of codes
- H03M13/33—Synchronisation based on error coding or decoding
-
- H—ELECTRICITY
- H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
- H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
- H04L7/00—Arrangements for synchronising receiver with transmitter
- H04L7/04—Speed or phase control by synchronisation signals
- H04L7/048—Speed or phase control by synchronisation signals using the properties of error detecting or error correcting codes, e.g. parity as synchronisation signal
Landscapes
- Engineering & Computer Science (AREA)
- Physics & Mathematics (AREA)
- Theoretical Computer Science (AREA)
- Probability & Statistics with Applications (AREA)
- Signal Processing (AREA)
- Computer Networks & Wireless Communication (AREA)
- Mechanical Engineering (AREA)
- Detection And Prevention Of Errors In Transmission (AREA)
- Compression, Expansion, Code Conversion, And Decoders (AREA)
- Communication Control (AREA)
- Maintenance And Management Of Digital Transmission (AREA)
- Reduction Or Emphasis Of Bandwidth Of Signals (AREA)
- Error Detection And Correction (AREA)
- Mobile Radio Communication Systems (AREA)
Description
113114
Menetelmä digitaalisen viestin koodaamiseksi ja dekoodaa-miseksi - Förfarande för kodning och dekodning av ett digitalt meddelande 5
Keksinnön laajuus
Esillä olevan keksinnön kohteena on menetelmä digitaalisen viestin koodaamiseksi ja lähettämiseksi, johon kuuluu 10 ensimmäinen lukumäärä informaatiobittejä ja toinen luku määrä ohjausbittejä, jota viestiä tai koodisanaa normaalisti lähetetään jatkuvana.
Edelleen esillä olevan keksinnön kohteena on menetelmä di-15 gitaalisen viestin koodaamiseksi ja vastaanottamiseksi, johon kuuluu ensimmäinen lukumäärä informaatiobittejä ja toinen lukumäärä ohjausbittejä, jota viestiä tai koodisanaa normaalisti vastaanotetaan jatkuvana.
... 20 Keksinnön tausta '·' Esillä olevaa keksintöä on myös kehitetty automaattisten ‘. ·: junan ohjausjärjestelmien yhteydessä, mutta se ei rajoitu tällaisiin järjestelmiin. Edelleen esillä olevaa keksintöä ;:'25 on kehitetty jaksottaisen viestinnän yhteydessä, jossa viestintä kestää ainoastaan tietyn aikajakson johtuen fysikaalisista rajoituksista, mutta keksintö ei rajoitu myöskään tähän tietyntyyppiseen viestintään.
30 Tässä selostuksessa keksintöä selostetaan kuitenkin auto- maattisen junajärjestelmän yhteydessä.
: : : Tunnettu tekniikka 35 Jaksottaisessa viestinnässä, joka johtuen fysikaalisista
F
113114 2 rajoituksista voi kestää ainoastaan tietyn ajan, on tärkeää maksimoida lähetetty informaatio tietyn luotettavuuden aikaansaamiseksi. Esimerkkinä mainitaan juna, joka kulkee radiomajakan ohi, joka lähettää viestiä, joka sisältää 5 ohjaustietoa. Normaalisti tämä ratkaistaan siten, että majakka lähettää tietyn tunnetun tahdistusbittimallin ennen viestiä. Tämä voi asettaa rajoituksen tiedolle viestissä, jolla vältetään väärä tahdistus. Sen varmistamiseksi, että juna vastaanottaa ainakin yhden täydellisen 10 viestin, on välttämätöntä varata aika lähes kahdelle viestille, jotka vastaanotetaan, koska vastaanotin saattaa menettää juuri viestin ensimmäisen bitin ja siten joutua odottamaan seuraavaa viestiä.
15 Toinen tapa ratkaista tahdistusongelma on järjestää ra dioina j akka junan vastaanottimen orjaksi, mutta tämä on monimutkaisempaa ja vaatii, että lähetin sovitetaan junaan. Viesti lähetetään toistuvasti majakasta oikean vastaanoton todennäköisyyden lisäämiseksi. Järjestelmälle ... 20 tärkeät näkökohdat voidaan yhdistää seuraavasti: - Majakka lähettää binäärisen viestin, jolla on '·' 1 tietty pituus n. Tätä viestiä toistetaan ilman aukkoja niin kauan kuin majakkaan tulee riittävästi tehoa.
'·" - Vastaanottimen on pystyttävä määrittämään vas- :-25 taanotetun datajonon lohkorajat.
- Ei-havaittujen virheiden todennäköisyys (luotettavuus) lähetyksessä on taattava.
Esillä olevan keksinnön tarkoitukset .: 30 ·;;; Esillä olevan keksinnön tarkoituksena on aikaansaada [ menetelmä, jolla vältytään lohkon tai viestin käynnistyk- : sen odottamiselta, ja jossa datan vahvistus mahdolliste- taan ennen tahdistusta.
.V 35 3 113114
Esillä olevan keksinnön tarkoituksena on edelleen aikaansaada menetelmä, jossa vastaanotettu sähke on yhtä lyhyt kuin viestin tai koodisanan pituus.
5 Esillä olevan keksinnön tarkoituksena on edelleen aikaan saada menetelmä, jossa vastaanottoaikaa voidaan pienentää minimiin.
Esillä olevan keksinnön tarkoituksena on edelleen aikaan-10 saada menetelmä, jolla todennäköisyys vastaanottaa oikea viesti ja tämän oikea tahdistus on taattu.
Esillä olevan keksinnön tarkoituksena on edelleen käyttää virheenohjauskoodeja uudella tavalla, joka antaa uuden 15 kooditormaatin, jossa virheenohjaus ja tahdistus on yhdis tetty samoihin pariteettibitteihin.
Keksinnön puitteet ... 20 Johdannossa esitetyssä menetelmässä yllä olevat tehtävät aikaansaadaan siten, että lähetinpuolella valitaan gene-'·' raattoripolynomi, joka tuottaa syklisen koodin, ja että \ *: informaatiobitit jaetaan mainitussa generaattoripolynomis- sa siten, että generoidaan jäännöspolynomi, joka sisälly-tetään lähetettävään viestiin toisena ohjausbittien luku-määränä.
Täten aikaansaadaan käypä koodisana, mikäli bittien oikea lukumäärä vastaanotetaan, mutta riippumatta tämän tahdis-. 30 tuksen siirto- tai käynnistysbitistä.
·* | Viestin tai koodisanan tahdistussiirron ohjaamisen mahdol- j : : listamiseksi on välttämätöntä, että lähetinpuolella vali- taan ensimmäinen ja toinen polynomi, jotka molemmat ovat . Y 35 syklisien koodien generaattoreita, ja jotka polynomit 4 113114 kerrotaan toistensa kanssa, ja että informaatiobitit jaetaan mainitulla tulolla, jolla generoidaan jäännöspo-lynomi, joka sisältyy lähetettävään viestiin toisena ohjausbittien lukumääränä, ja erityisesti siten, että 5 ensimmäinen kahdesta syklisestä koodigeneraattoripo- lynomista käytetään virheen tunnistusohjausta kyseisellä viestillä, ja toista syklistä koodigeneraattoripolynomia käytetään tahdistuksen aikaansaamiseksi.
10 Tietyssä suoritusmuodossa digitaalisen viestin tai koo disanan pituus käsittää tietyn lukumäärän n bittejä, ja siinä käytetään ensimmäistä ja toista valittua generaatto-ripolynomia, jotka molemmat tuottavat syklisiä koodisanoja pituudeltaan n, joka toinen generaattoripolynomi on jao-15 ton, eikä ole tekijänä ensimmäisessä generaattoripolyno- missa.
Keksinnön edelleen toisessa suoritusmuodossa siirtymäpo-lynomi lisätään modulo 2 -tyyppisesti kyseisen koodisanan ... 20 jäännökseen, jolloin siirtymäpolynomi on jaollinen virhe- ohjausgeneraattoripolynomilla, mutta ei tahdistusgeneraat- ' toripolynomeilla.
• > Täten esillä olevan keksinnön mukainen menetelmä on tun-*:-25 nettu vastaanotinpuolella siitä, että viesti tai koodisana rekisteröidään sellaisenaan riippumatta informaatiobittien käynnistyksen sekvenssiesiintymisestä niin kauan kuin oikea lukumäärä bittejä (n) viestilohkossa vastaanotetaan.
. 30 Keksinnön muut edut ilmenevät seuraavasta yksityiskohtai- W; sesta selostuksesta, jossa viitataan oheisiin kuvioihin.
: : : Kuvioiden lyhyt kuvaus 35 Kuviossa 1 esitetään koodisanalohkon formaatti.
5 113114
Kuviossa 2 esitetään polynomia, joka vastaa tietoa, joka nähdään n-pituisen ikkunan läpi.
Keksinnön yksityiskohtainen selostus 5
Keksintöä selostetaan seuraavassa yleisesti, jolloin on ymmärrettävää, että keksinnön mukaisesti ehdotetaan, että käytetään virheenohjauskoodeja uudella tavalla, jolloin generoidaan uusi koodiformaatti, jossa virheohjaus ja 10 tahdistus on yhdistetty samoihin pariteettibitteihin.
Koodiformaatti
Binäärivektorit esitetään polynomein, esim. vektori v = 15 [vk.!, . . ., νχν0] , esitetään polynomilla v(x) = v^x*'1.^ vpc + v0. Koodauksen referensseinä viitataan viitejulkaisuihin 1, 2 ja 3.
Lähetetty viesti (koodisana) esitetään kaavalla c = [cn_ ... 20 j. . .c^cj , joka vastaa polynomia c(x) . Lähetysjärjestys on ;;; vasemmalta oikealle, eli cn_i on ensin lähetetty bitti, ’ tämän jälkeen cn_2 jne. ja c0 lähetetään viimeisenä. Samaa *. *: viestiä toistetaan jatkuvasti.
^ί’25 Lähetetyt viestit ovat koodisanoja syklisessä koodissa, joka on pituudeltaan n, ja jonka generaattoripolynomeja kutsutaan g(x); eli c(x) on jaollinen g(x):llä. Syklinen koodi on sellainen, että jokainen käypä koodisana voidaan jakaa kahteen osaan ja osat vaihtaa keskenään, ja uusi >:>3 0 koodisana on yhä käypä. Virheentunnistus- ja virheenkor- jausmahdollisuus esitetyssä mallissa tulee g(x):stä.
, g(x) :n aste on (m) .
• «
Toinen polynomi, jota kutsutaan f(x):ksi, käytetään tah-.V35 distusta varten. Polynomi f (x) 6 113114 on jaoton jakaa xn-l, mutta ei xm-l arvoilla 0<m<n, ei ole g(x):n kerroin.
5 Nämä rajoitukset täytetään yksinkertaisesti, ja edelleen jää f(x):n valintaan tiettyä vapautta. f(x):n aste on 1. Yllä esitetyt rajoitukset varmistavat, että koodisanan syklinen siirto on uniikkisyndrooma suhteessa f(x):ään.
10 Millä tahansa kahdella polynomilla h(x) ja p(x), jotka eivät ole nolla, esitetään Rp(x)[h(x)] uniikkia polynomia r(x), jonka asteluku on pienempi kuin deg[p(x)] ja joka täyttää ehdon h(x) = q(x)p(x) + r(x), eli se on jäännös, joka saadaan kun h(x) jaetaan p(x):llä.
15
Oletetaan, että a(x) on informaatiopolynomi, eli polynomi, joka vastaa binäärivektoria [ak_x, . . . aj,a0] informaatiobi-teistä. Luku k informaatiobiteissä on sama kuin n-l-m. Huomaa, että informaatiobiteille ei ole rajoituksia, eli ...20 kaikki 2k mahdollisuudet ovat mahdollisia.
• · · • i , ’·' ‘ Koodaussääntö on: t · *·**; c(x) = xm+1 a (x)+Rf(x)g(x) [xm+1a (x) ]+o (x) .
***** tiJ‘25 Kun a(x) kerrotaan kertoimella xm+1 aikaansaadaan informaa- tion m+1 siirtyminen vasemmalle, jolloin m+1 bittiä jää vapaaksi pariteetti- ja siirtymäbittejä varten.
Jäännös lasketaan f(x) :n ja g(x) :n tulon suhteen. Binääri- >;<3 0 polynomia o(x) ("siirtymä") käytetään tahdistusta varten.
«
Se on jaollinen g(x) :llä mutta ei f (x) :llä, ja sen aste on *. , pienempi kuin m+1. Mitä tahansa binääristä polynomia, joka • » ·,· l täyttää nämä ehdot, voidaan käyttää; ja kuten f(x):n yhteydessä yllä ei ole syytä valita tiettyä o(x):ää. Näin • « * ^’.'35 saatua koodiformaattia esitetään kuviossa 1.
7 113114
Bittejä siirretään vasemmalta oikealle, eli järjestyksessä ^n-1 / Cq, Cn_i , Cn_2 » · ·
Koska o(x) on jaollinen g(x):llä, c(x) on aina jaollinen 5 g(x):llä, ja se on siksi koodisana syklisessä koodissa, jonka g(x) on generoinut. Huomaa myös, että c(x)-o(x) on jaollinen f(x):llä, mutta c(x) ei ole.
Tämän koodiformaatin keskeinen idea on, että mikäli vir-10 heitä ei esiinny mikä tahansa lohko, joka on pituudeltaan n, ja jota leikataan pois lähetetystä datajonosta, on koodisana g(x):n generoimassa syklisessä koodissa. Mitä tahansa tällaista lohkoa suojataan siten täydellä virhehavainto-ominaisuudella, jonka g(x) tarjoaa. Tämän osan 15 koodiformaattia voidaan käyttää useissa eri koodeissa.
Dekoodaus
Vastaanottimen päätoimintaperiaatteet ovat täten seuraa-... 2 0 vat: ♦ t 1. n-bitin lohkon vastaanottaminen.
* t · t « f 1 2. n-pituisen tietyn ikkunan tarkastaminen. Tämä » « koodisana vahvistetaan g(x):n suhteen. Mikäli tämä on ’ί”' mahdollista, mennään kohtaan 3; muuten vaihdetaan ikkuna ‘: 25 ja kohta 2 suoritetaan uudestaan.
3. Data otetaan talteen ikkunasta perustuen pari- teettitarkastukseen f{x):n suhteen.
Vaihtoehtona ikkunoiden siirtäminen siinä tapauksessa, , 30 että pyritään dekoodaamaan siinä kuitenkaan onnistumatta,
' » I
voidaan jättää pois. Tämä ikkunan siirtämisen salliminen ’** t lisää onnistuneen lähetyksen todennäköisyyttä, mutta myös ; :’· ei-havaitun virheen todennäköisyyttä.
• i »
* f I
i > * ,’.‘35 Seuraavassa tutkitaan proseduurin kohtaa 3, eli informaa- » I (IM.
8 113114 trion talteenotto ikkunasta. Oletetaan, että w(x) on polynomi, joka vastaa datalohkoa ikkunan läpi katsottuna, ja joka on pituudeltaan n, ja jota on siirretty s pykälää lähetetyn datan lohkorajoihin nähden, ks. kuvio 2.
5
Mikäli datajonojen ja ikkunan lohkorajojen välinen siirto on s, saadaan w (x) =Rxnn_1 [xs· c (x) ] , olettaen, että virheitä ei ole läsnä, jolloin saadaan w(x) = [xsc (x) ] . Lasken nan tulos 10 Rf (x) [w (x) ] = Rf(x) [Rxnn.j [xsc (x) ] ] = Rf(x) [xsc (x) ] s Rftx) [xsRf(xi [c (x) ] ] = Rf(x) [xso (x) ] osoittaa, että kaikilla siirroilla s alueella 0...n-l 15 omaavat uniikin syndrooman Rf(x)[w(x)]. Mikäli s ja s', s<s' ovat kaksi siirtoa tällä alueella, saadaan
Rf(x) [xso (x) ] -Rf(x) [xs'o (x) ] = RfU) [xs (l-xs'_s) o (x) ] . Koska sekä xs että o(x) eivät omaa yhteisiä kertoimia f(x):n kanssa tämä lause on nolla ainoastaan, jos f (x) jakaa l-xs'‘s:n; 20 mutta koska n on pienin kokonaisluku, jolla f(x) jakaa xn_1:n, tämä osoittaa, että s' = s. Informaatio a(x) voi-daan täten helposti ottaa talteen w(x) :stä, eli siirtämäl-.·. ; lä w(x) :ää syklisesti s kertaa oikealle saadaan c(x).
25 Viitejulkaisuja 1. W.W. Peterson and E.J. Weldon, Jr. Error-Correcting Codes, 2nd edition, Cambridge: MIT Press, 1972.
2. R.E. Blahut, Theory and Practice of Error Control 30 Codes, Addison-Wesley, 1983.
··· 3. Shu Lin and D.J. Costello, Error Control Coding,
Fundamentals and Applications, Prentice Hall, 1983.
Claims (7)
1. Menetelmä digitaalisen viestin (c(x)) koodaamiseksi ja lähettämiseksi, johon kuuluu ensimmäinen lukumäärä informaa-5 tiobittejä (a(x)) ja toinen lukumäärä ohjausbittejä (b(x)), jossa lähetinpuolella on valittu generaattoripolynomi (CRC(x)), joka tuottaa syklistä koodia, jossa mainitut in-formaatiobitit (a(x)) jaetaan generaattoripolynomilla (CRC(x)), generoiden jäännöspolynomin (cr(x)), joka sisälly-10 tetään lähetettävään viestiin toisena lukumääränä ohjausbit tejä (a(x) , cr(x) ) , tunnettu siitä, että lähetinpuolella valitaan ensimmäinen ja toinen polynomi (g(x) ja f(x)), jotka molemmat ovat syklisten koodien generaattoreita, ja jotka polynomit kerrotaan toistensa kanssa, ja että mainitut in-15 formaatiobitit (a(x)) jaetaan mainitulla tulolla (g(x).f(x)), täten generoiden jäännöspolynomin (cr(x)), joka sisällytetään lähetettävään viestiin toisena lukumääränä ohjausbittejä (a(x),cr (x) ) .
2 0 2. Patenttivaatimuksen 1 mukainen menetelmä, tunnettu 1 siitä, että ensimmäistä kahdesta syklisen koodin generaatto- V · ripolynomista (g(x)) käytetään kyseisen viestin virhehavain- i,'·· tokyvyn tarkkailemiseksi, ja toista kahdesta syklisen koodin *:"; generaattoripolynomista (f(x)) käytetään tahdistuksen • 25 aikaansaamiseksi.
3. Patenttivaatimuksen 1 tai 2 mukainen menetelmä, tunnettu siitä, että digitaalisen viestin tai koodisanan (c(x)) pituuteen kuuluu tietty lukumäärä bittejä n (esimerkiksi 30 255), ja että valitaan ensimmäisiä ja toisia valittuja generaattoripolynomeja (g(x) ja f(x)), jotka molemmat tuot-; ; tavat syklisen koodin sanan pituudeltaan n, ja että toinen generaattoripolynomi (f(x)) on jaoton eikä sisälly kertoime-na toiseen generaattoripolynomiin (g(x)). 35 113114
4. Patenttivaatimuksen 2 tai 3 mukainen menetelmä, tunnettu siitä, että siirtymäpolynomia (o(x)) lisätään modulo 2 -tyyppisesti kyseisen koodisanan jäännökseen, ja että siir-tymäpolynomi (o(x)) on jaollinen virheenohjausgeneraatto- 5 ripolynomilla (g(x)), mutta ei tahdistusgeneraattoripolyno- meilla (f(x)).
5. Menetelmä lähetetyn vaatimuksen 1 mukaisen digitaalisen viestin (c(x)) vastaanottamiseksi ja dekoodaamiseksi, joka 10 viesti on koodattu ja lähetetty jonkin patenttivaatimuksen 1-4 mukaisesti, jossa vastaanotinpuolella viesti tai koodi-sana rekisteröidään sellaisenaan riippumatta informaatio-bittien (a(x)) alkukohdan sekventiaalisesta esiintymisestä niin kauan kuin vastaanotetaan oikeaa bittien (n) lukumäärää 15 yhdessä viestilohkossa, tunnettu siitä, että vastaanotin puolella digitaalista viestiä tai koodisanaa (c(x)) jaetaan samalla tahdistusgeneraattoripolynomilla (f(x)), jota valittiin lähetinpuolella, jolloin tässä saadaan paikallinen jäännös, joka poiketessaan nollasta määrittää uniikin 20 koodisanan bittilukumäärän, jota koodisanaa on pyöritettävä informaatiopolynomin (a(x)) palauttamiseksi. « · t • · ·
6. Patenttivaatimuksen 5 mukainen menetelmä, tunnettu ·;·: siitä, että vastaanotinpuolella digitaalista viestiä tai 25 koodisanaa (c(x)) jaetaan samalla virheohjausgeneraattoripo- lynomilla (g(x)) , kuin mikä valittiin lähetinpuolella, jolloin aikaansaadaan paikallinen jäännös, joka ollessaan nolla osoittaa, että viesti tai koodisana todennäköisesti on vapaa virheistä. 30 : : 7. Patenttivaatimuksen 6 mukainen menetelmä, tunnettu ; siitä, että vastaanotinpuolella digitaalista viestiä tai koodisanaa (c(x)) pyöritetään ja jaetaan samalla tahdistus-generaattoripolynomilla (f(x)), mikä valittiin lähetinpuo-’> '·’ 35 lella, kunnes paikallinen jäännös on yhtä suuri kuin jään nös, joka on aikaansaatu jakamalla siirtymäpolynomi (o(x)) 113114 tahdistusgeneraattoripolynomilla (f(x)), ja informaatiopoly-nomi (a(x)) voidaan palauttaa pyöritetyn vastaanotetun koodisanan (c(x)) ensimmäisestä osasta.
5 Patentkrav
Applications Claiming Priority (4)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| NO91913705A NO913705L (no) | 1991-09-20 | 1991-09-20 | Innretning som muliggjoer feilkontroll av digitale signaler |
| NO913705 | 1991-09-20 | ||
| PCT/NO1992/000156 WO1993006662A1 (en) | 1991-09-20 | 1992-09-21 | Method for coding and decoding a digital message |
| NO9200156 | 1992-09-21 |
Publications (3)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| FI941290A0 FI941290A0 (fi) | 1994-03-18 |
| FI941290A FI941290A (fi) | 1994-05-18 |
| FI113114B true FI113114B (fi) | 2004-02-27 |
Family
ID=19894474
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| FI941290A FI113114B (fi) | 1991-09-20 | 1994-03-18 | Menetelmä digitaalisen viestin koodaamiseksi ja dekoodaamiseksi |
Country Status (7)
| Country | Link |
|---|---|
| EP (1) | EP0604567B1 (fi) |
| AT (1) | ATE181192T1 (fi) |
| DE (1) | DE69229397T2 (fi) |
| ES (1) | ES2134813T3 (fi) |
| FI (1) | FI113114B (fi) |
| NO (1) | NO913705L (fi) |
| WO (1) | WO1993006662A1 (fi) |
Families Citing this family (4)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| SE9503585L (sv) * | 1995-10-13 | 1997-04-14 | Abb Daimler Benz Transp | Metod för kodning och avkodning av ett digitalt meddelande |
| FR2773424B1 (fr) * | 1998-01-06 | 2000-02-04 | Alsthom Cge Alcatel | Procede de securisation d'une communication entre deux mobiles et emetteur associe |
| FR2845545B1 (fr) * | 2002-10-07 | 2005-02-04 | Alstom | Procede d'echange securitaire de messages d'information |
| US20100258682A1 (en) * | 2009-04-14 | 2010-10-14 | Jeffrey Michael Fries | System and method for interfacing wayside signal device with vehicle control system |
Family Cites Families (2)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| FR2549984B1 (fr) * | 1983-07-29 | 1985-10-18 | Telediffusion Fse | Systeme de correction d'erreurs de signaux numeriques codes en code de reed-solomon |
| US4777635A (en) * | 1986-08-08 | 1988-10-11 | Data Systems Technology Corp. | Reed-Solomon code encoder and syndrome generator circuit |
-
1991
- 1991-09-20 NO NO91913705A patent/NO913705L/no unknown
-
1992
- 1992-09-21 ES ES92920738T patent/ES2134813T3/es not_active Expired - Lifetime
- 1992-09-21 EP EP92920738A patent/EP0604567B1/en not_active Expired - Lifetime
- 1992-09-21 WO PCT/NO1992/000156 patent/WO1993006662A1/en active IP Right Grant
- 1992-09-21 DE DE69229397T patent/DE69229397T2/de not_active Expired - Fee Related
- 1992-09-21 AT AT92920738T patent/ATE181192T1/de active
-
1994
- 1994-03-18 FI FI941290A patent/FI113114B/fi not_active IP Right Cessation
Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| EP0604567B1 (en) | 1999-06-09 |
| FI941290A (fi) | 1994-05-18 |
| WO1993006662A1 (en) | 1993-04-01 |
| NO913705L (no) | 1993-03-22 |
| ATE181192T1 (de) | 1999-06-15 |
| FI941290A0 (fi) | 1994-03-18 |
| ES2134813T3 (es) | 1999-10-16 |
| EP0604567A1 (en) | 1994-07-06 |
| DE69229397T2 (de) | 1999-11-25 |
| NO913705D0 (no) | 1991-09-20 |
| DE69229397D1 (de) | 1999-07-15 |
Similar Documents
| Publication | Publication Date | Title |
|---|---|---|
| US10063347B2 (en) | Signal segmentation method and CRC attachment method for reducing undetected error | |
| US4389636A (en) | Encoding/decoding syncronization technique | |
| FI114515B (fi) | Menetelmä ja laite dekooderin optimoimiseksi | |
| US3646518A (en) | Feedback error control system | |
| FI90385C (fi) | Salattujen dataviestien tunnistus yksisuuntaisessa monipisteverkossa | |
| US3873971A (en) | Random error correcting system | |
| SE469051B (sv) | Metod foer att detektera kanaltillhoerigheten foer ett antal kanaler i ett mobilradiosystem | |
| US3983536A (en) | Data signal handling arrangements | |
| CN1301117A (zh) | ”异或”码和使用”异或”码的串联编码器/解码器 | |
| US3544963A (en) | Random and burst error-correcting arrangement | |
| CA1213673A (en) | Burst error correction using cyclic block codes | |
| US6981200B2 (en) | Interconnect system with error correction | |
| FI113114B (fi) | Menetelmä digitaalisen viestin koodaamiseksi ja dekoodaamiseksi | |
| US5359610A (en) | Error detection encoding system | |
| US4635262A (en) | Method of detecting synchronization errors in a data transmission system using a linear block code | |
| RU2608872C1 (ru) | Способ кодирования и декодирования блокового кода с использованием алгоритма Витерби | |
| US5832002A (en) | Method for coding and decoding a digital message | |
| JPH0998093A (ja) | 誤り訂正復号方法 | |
| Frey | Message framing and error control | |
| US5386420A (en) | Coding method for correction and detection of skewed transitions in parallel asynchronous communication systems | |
| GB2253974A (en) | Convolutional coding | |
| US3487361A (en) | Burst error correction system | |
| JP2759043B2 (ja) | 情報ビット系列伝送システム | |
| US5488637A (en) | Decoding method and apparatus having optimum decoding paths | |
| RU2797444C1 (ru) | Способ устойчивой кодовой цикловой синхронизации при применении жестких и мягких решений |
Legal Events
| Date | Code | Title | Description |
|---|---|---|---|
| MA | Patent expired |