NO784380L - Koblingsanordning til koding eller dekoding av binaerinformasjoner - Google Patents

Description

Oppfinnelsen angår en koblingsanordning til koding eller dekoding, omfattende en innretning til å danne et antall kontrollbits i avhengighet av binærinformasjoner som oppviser flere posisjoner; under anvendelse av en lineær kode.

Ved koding og dekoding av binærinformasjoner er det allerede kjent å foreta paritetskontroller eller anvende tilbakekoblede skiftregistre for dannelse av et sikringsvedheng. Ved hjelp av tilbakekoblede skiftregistre blir der i den forbindelse realisert sykliske koder. Påkostningen tiltar med antall kontrollposisjoner i sikringsvedhenget.

En koding ved hjelp av tilbakekoblede skiftregistre fremgår f.eks. av tidsskriftet "Elektronik", 1967, hefte 8, side 55-59. Tilpasning til en ny kode eller til koder av forskjellig lengde er i den forbindelse ikke mulig eller bare mulig med meget stor koblingsteknisk påkostning.

Oppfinnelsens oppgave er å utforme en koblingsanordning av den art som er nærmere angitt ovenfor, slik at den på mest mulig enkel måte lar seg tilpasse en ønsket kodingsform.

Overveielser innen oppfinnelsens ramme har ført til den slutning at kontrollbitene ved løsning av denne oppgave fordelaktig avledes fra en generatormatrise i kanonisk form.

Ved lineære koder kan man sondre mellom k binære informasjonsposisjoner x^, Xj»....,^°9m binære kontrollposisjoner x^+i' xk+2' ....,x^+m. På grunn av utsagnenes gyldighet for parallell og seriell inngivelse av kodeordene taler man i denne forbindelse ikke om skritt, men om posisjoner.

Kontrollposisjonene blir bestemt ut fra informasjonsposisjonene ved hjelp av lineære ligninger i mod-2-regning. Betingelsene for disse ligninger kan man bestemme ut fra et såkalt prøveskjerna. Det følgende eksempel beskriver prøveskjemaet for en lineær kode med k=4 informasjonsposisjoner og m=3kontrollposisjoner:

Hver prøvelinje svarer til en lineær ligning, f.eks. svarer annen prøvelinje til ligningen resp. omformet

Med denne prøvelinje bestemmes kontrollposisjonenXg ut fra inf ormas jonsposis jonene x^, x2, x3, . Betingelsene for x,, og x^kan man utlede på tilsvarende måte.

For gitte verdier av informasjonsposisjonene på f.eks. får man ut fra disse tre ligninger kontrollposisjonene

Hele kodeordet lyder således (1101 010). Kontrollposisjonene dannes ut fra informasjonsposisjonene ved paritetskontroller.

Således supplerer f.eks. kontrollposisjonenXg<*>informasjons-posis jonene x^, x2 og x4til et like antall enere. For dannelse av denne kontrollposisjon behøves to sammenknytninger. Tar man hensyn til samme utstyrsbehov også for kontrollposisjonene x,, og x^,

må man allerede ved dette enkle eksempel anordne 3.2=6 sammenknytninger for kodesikringen.

Behovet øker betraktelig med stigende antall kodeordposisjoner og finner sine grenser ved lengere koder med høy redundansandel.

På den annen side kan man ut fra prøveskjemaet for den lineære kode utlede en generell representasjonsform med k lineært uavhengige ligninger, som man betegner som generatorord.

Et mulig valg for de k generatorord er akkurat de k kodeord som 1 informasjonsposisjonene akkurat inneholder et "1" for summen modulo

2 av disse ord kan ikke være null. I det tidligere behandlede eksempel fås altså for informasjonen (0100) kontrollposisjonene

og dermed kodeordet (0100 110). På denne måte kan man også beregne de øvrige linjer og får

som såkalt generatormatrise.

Da en lineær kode har den egenskap at to kodeord addert igjen danner et nytt ord tilhørende koden, kan man ved kombinasjon av linjene i denne generatormatrise kode en-hvilken som helst informasjon.

Således fås f.eks. kodeordet for informasjonen (1101) ved addi-sjon av første, annen og fjerde linje av generatormatrisen (1101 010). Man betegner representasjonen av en kode ved denne anordning av generatormatrisen også som "den kanoniske form".

Linjevektorene for kontrollmatrisen (H) representerer det be-skrevne prøveskjema. For dette eksempel fås den transponerte (H)<T>

av kontrollmatrisen (H) som

Ifølge oppfinnelsen blir koblingsanordningen utformet på den måte at der finnes et binærlager som for hver posisjon av binærinformasjonen lagrer et tilordnet kontrollposisjonsord hvor antall posisjoner er lik antall kontrollbits, og at der er etterkoblet lageret en modulo-2-addisjonskobling til oppaddisjon av kontroll-posis jonsord/ samt at kontrollposisjonsordene lar seg addere opp i avhengighet av tilstanden av den tilordnede bit i primærinformasjonen. Kontrollstasjonsordene som skal adderes opp, kan i den forbindelse velges ut fra de lagrede ord ved at bare de kontrollposisjonsord som tilhører informasjonsposisjoner av den ene tilstand, blir utlest. På den annen side lar det seg gjøre å utlese alle kontroll-posis jonsordene og styre modulo-2-addisjonsleddet ved hjelp av et med utlesningsprosessen synkronisert styresignal dannet ut fra binærinformasjonen, på en slik måte at bare de kontrollposisjonsord hvis tilordnede informasjonsbit har en gitt tilstand, f.eks. tilstanden "1", blir addert opp.

En slik koblingsanordning lar seg på gunstig måte og uten kost-bare endringer i koblingen tilpasse kravene i de enkelte anvendelses-tilfeller.

Som videre utvikling av oppfinnelsen blir koblingsanordningen utformet slik at kontrollposisjonsordene for flere binærinformasjoner med innbyrdes forskjellige posisjonsantall lar seg lagre i bare-lese-lageret. Videre kan det vise" seg hensiktsmessig at der i lageret for minst én binærinformasjon kan lagres minst to grupper av kontrollposisjonsord. Ved en slik koblingsanordning er det på gunstig måte uten videre mulig ved behov å anvende koder av forskjel-: lig lengde-6g til og med innbyrdes forskjellige koder med forskjellige sikringsegenskaper.

Ved hjelp av koblingsanordningen kan en binærinformasjon kodes eller dekodes særlig raskt ved en bitvis koding ved at bare-lese-lageret er utlesbart synkront med informasjonsbitene som skal leveres ut serielt; og at der er etterkoblet addisjonskoblingen en parallell- serieomformer. Etter utsendelsen av siste informasjonsbit er sikringsvedhenget dermed fastlagt og blir tilføyet binærinformasjonen.

Også ved dekodingen av et telegram blir kontrollposisjonene i det innkomne telegram fordelaktig bestemt bitvis. Etter inngang av siste informasjonsbit er kontrollskrittene da fastlagt på mottag-ningssiden og kan sammenlignes med de derpå mottatte kontrollbits.

Som videre utvikling av oppfinnelsen inngår lageret tillike i

en innretning til feilkorreksjon. Lageret blir da på fordelaktig måte også utnyttet til dannelse av feilsyndromet.

Oppfinnelsen vil bli belyst nærmere ved utførelseseksempler

som er anskueliggjort på tegningen.

Fig. 1 viser en' koblingsanordning til koding av en binærinformasjon. Fig. 2 viser detaljer ved en innretning som inngår i koblingsanordningen på fig. 1 og tjéner til informasjonsbehandling og for-løpsstyring, og

fig. 3 viser en koblingsanordning til å føye et sikringsvedheng til et pulstelegram.

Koblingsanordningen på fig. 1 tjener til å forsyne en binærinformasjon med et sikringsvedheng. Binærinformasjonen blir som inngangsinformasjon ved inngangen p tilført en innretning 5 som tjener til forløpsstyring og informasjonsbehandling. Utgangsinformasjonen som setter seg sammen av inngangsinformasjonen og sikringsvedhenget, avgis ved utgangen q.

Innretning 5, mod-2-addisjonsledd 2 og adressegiver 4 er tilkoblet taktgiveren 3.

Lageret 1 er et bare-lese-lager inneholdende lagerområder 11...IN. Til hvert av disse lagerområder 11...IN hører en adresse,

og i hvert lagerområde er kontrollmatrisen for en bestemt kode lagret i såkalt kanonisk form. Lagrer man -.kohtrollordene for flere forskjellige koder i lageret, kan der på gunstig måte benyttes koder av samme lengde, men med forskjellig Hamming-distanse. Ved overgang til et nytt adresseområde kan sikringsvedhenget til en ny kode lett beregnes. Det første kontrollord i matrisen for hver kode står under lagerområdets adresse, som tjener som begynnelsesadresse.

Adressegiveren 4 blir først ut fra innretningen 5 stilt tilbake via en tilbakesetningsledning c, derpå via adressebusen g pådratt med den ønskede kontrollmatrises adresse og så koblet videre ved

hjelp av takten T.

På denne måte blir kontrollposisjonenes data resp. kontroll-posis jonsordene utlest i kronologisk rekkefølge fra lageret A og via databusen a avgitt til modulo-2-addisjonsleddet 2.

Addisjonsleddet blir til å begynne med likeledes satt tilbake vi; tilbakesetningsledningen c og derpå pådratt med kontrollposisjonsordene. Via styreledningen e får det samtidig med hvert kontrollposisjonsord en informasjon med hensyn til bm dette kontrollposisjonsord skal adderes opp eller ikke. Lageret 1 inneholder k ord med m skritt. Til hvert ord hører et informasjonsskritt, og det blir utkalt når informasjonsskrittet har den karakteristiske tilstand "1".

Addisjonsresultatet blir lagret i et resultatregister 23 og kommer derfra via databusen b til innretningen 5 så snart denne opp-fordrer addisjonsleddet 2 til det ved å avgi signalet "overta sikringsvedheng" til styreledningen f.

Koding og dekoding skjer som følger:

For å kode informasjonen definerer man vedkommende kontrollbits i generatormatrisen i kanonisk form i bare-lese-lageret ("ROM") 1. Ved å addere kontrollbitene til."5 i modulo 2 får man sikringsvedhenget.

Ved den lagrede matrise er den respektive første linje tilordnet første informasjonsbit, annen linje annen informasjonsbit osv. Matrisens siste linje svarer til siste informasjonsbit. For hvert "1" i en informasjonsbit blir den tilsvarende linje i matrisen opp-addert modulo 2. Etter tydning av siste informasjonsbit ligger sikringsvedhenget fast.

For det innledningsvis behandlede eksempel.fås følgende kodings-forløp:

Da posisjonen x^ av informasjonen har et "1", blir lagerinnholdet ved adressen ADR lest. Da også x2inneholder verdien "1", blir lagerinnholdene av ADR og ADR+1 addert modulo 2 i addisjonsleddet 2. Posisjonen inneholder "0", og x^inneholder verdien "1", og følgelig adderer addisjonsleddet 2 også lagerinnholdet med adresse ADR+3 til den utregnede sum. Som sluttresultat fås 0l0y som føyes som sikringsvedheng til informasjonsbitene.

Eksempelet gjør det tydelig at man ved et telegram som skal gis ut serielt, fordelaktig kan bestemme kontrollbitene synkront med hver informasjonsbit som skal gis ut. Ved denne metode blir en meget rask behandling av informasjonsposisjonene mulig. En koblingsanordning etter dette prinsipp er vist på fig. 3.

Ytterligere detaljer ved innretningen 5 fremgår av fig. 2. Inngangsinformasjonen blir via inngangen p tilført registrene 71 og 72 som parallellinformasjon. Derpå blir den informasjon som er lagret i registeret 71 avgitt serielt til styreledningen e ved hjelp av takten T.

Registeret 72 inneholder i tillegg til den del som er tilkoblet inngangen p; ytterligere trinn som er tilsluttet databusen d og tjener til lagring av sikringsvedhenget. Inngangsinformasjon og sikringsvedheng blir avgitt i fellesskap over databusen q.

Videre er det ved hjelp av adressegiveren 74 også mulig å avgi den ønskede lagerområde-adresse til adressebusen g. Adressegiveren 74 kan f.eks. være en bryteranordning hvormed det ønskede lagerområde innstilles.

Styredelen 73 avgir signalet "overta sikringsvedheng" til styreledningen f. Denne styredel 73 er f.eks. en teller som styres med takten T og kan settes tilbake ved hjelp av tilbakesetningssignal-giveren 75, og som téller til et antall taktpulser svarende til antall informasjonsbits. Spesielt lar det tall som skal telles, seg stille inn på det respektive antall informasjonsbits.

På fordelaktig måte kan binærlageret tillike utgjøre en bestand-del av en innretning til feilkorreksjon, som ikke forøvrig er vist på tegningen.

Korreksjon av en enkelt feil resp. et enkelt feilbeheftet ord med Hamming-vekttall 1 er mulig med liten påkostning. Det såkalte syndrom resp. korreksjonsstørrelsen s er en (n-k)-sifret vektor som ut fra et mottatt ord (w) fås som Er (w) et uforstyrret kodeord, må (s) være = 0. Der behøves da altså ingen korreksjon. Er (s) forskjellig fra 0, korrigerer man akkurat den posisjon hvor denne linjevektor står i (H)<T>. (H)<T>inneholder i den forbindelse kontrollposisjonene i generatormatrisen i kanonisk form. I det innledningsvis nevnte eksempel blir kodeordet (u) = (1100 001) sendt og kodeordet (w) = (1101 001) mottatt. Der foreligger altså forfalskning av en eneste bitposisjon. Syndromet blir da

Syndromet (011) tilsvarer forstyrrelsen i fjerde posisjon i kodeordet.

Hensiktsmessig mottar mottagningsstasjonen de i senderen dannede kontrollposisjoner og bestemmer samtidig ved hjelp av de lagrede kontrollposisjonsbytes kontrollposisjonene i den innkommende informasjon. Stemmer de to verdier ikke overens, blir de i et addisjonsledd addert modulo 2 og gir syndromet (s). Med andre ord: For 'det angitter.eksempel fås

Fig. 3 viser enkeltheter ved innretningen 5 for det tilfelle

at inngangsinformasjonen og utgangsinformasjonen er serieinformasjoner.

Inngangsinformasjonen kommer via inngangsledningen p' til styreledningen e og til en inngang til ELLER-leddet 94, hvis annen inngang er tilkoblet det tredobbelte OG-ledd.93.

Via databusen d kommer sikringsvedhenget inn i skiftregisteret 92.

Ved hjelp av takten T blir sikringsvedhenget skjøvet ut av skiftregisteret 92 og ført serielt til en inngang til OG-leddet 93. Av de to øvrige innganger til OG-leddet 93 blir den ene pådratt med takten T og den annen med utgangssignalet fra telleren 91, som styres ved hjelp av takten T.

Utgangen fra telleren 91 er videre ført til styreledningen f. Pulstelegrammet kommer via ledningen p' og det etterkoblede ELLER-ledd 94 til utgangsledningen q'. Samtidig blir pulstelegrammets informasjonsbits via ledningen e ført til det ikke viste modulo-2-addisjonsledd.

Pulstelleren 91 blir først stilt tilbake ved hjelp av tilbake-setnings-signalgiveren 75. Derpå teller telleren 91 opp til et antall taktpulser T lik antall informasjonsbits i pulstelegrammet. Når dette tall nås, avgir telleren ved utgangen et kriterium som via ledningen f kommer som kriterium "overta sikringsvedheng" til modulo-2-addisjonsleddet. Dessuten blir utgangssignalet fra telleren 91

ført til en inngang til det tredobbelte OG-ledd 93 og bevirker at

:sikringsvedhenget via dette OG-ledd kan komme frem til ELLER-leddet 94.

På denne måte blir det oppnådd at der til utgangsledningen q' blir avgitt et pulstelegram som består av det innkomne telegrams informasjonsbits og det påfølgende sikringsvedheng.

Hensiktsmessig kan der som innretning til forløpsstyring an-vendes en mikroprosessor.

I forskjellige kjente fjernvirkningssystemer blir informa-sjonene utvekslet mellom stasjonene ved..hjelp av telegrammer som inneholder k informasjoner og m kontrollskritt. Ved hjelp av disse kontrollskritt kan mottagende stasjon kontrollere om informasjonen har vært overført uten forstyrrelse. Koblingsanordningen lar seg fordelaktig anvende til å sikre slike fjernvirkningstelegrammer. Påkostningen til dette øker med kravene til sikkerhet av den informasjon som skal overføres.

Særlig gunstig er det at det lar seg gjøre å fremstille kodeordene ifølge en sikret kode etter velgbar forskrift. Mens fjern-virkningsapparatet sender informasjonsskrittene ut etter tur, blir de fra lageret utkalte ord addert opp i registeret 23 hos addisjonsleddet 2. Er siste informasjonsskritt sendt ut, står de m kontrollskritt som tilhører telegrammet, allerede parat for utsendelse i registeret 23.

Claims (5)

1. Koblingsanordning til koding eller dekoding, omfattende en innretning til dannelse av et antall kontrollbits i avhengighet av binærinformasjoner som oppviser flere posisjoner^ under anvendelse av en lineær kode, karakterisert ved at der finnes et binærlager (1) som for hver posisjon av binærinformasjonen lagrer et tilordnet kontrollposisjonsord hvor antall posisjoner er lik antall kontrollbits, at der er etterkoblet lageret (1) en modulo-2-addisjonskobling (2) til å addere opp kontrollposisjonsord, og at kontrollposisjonsordene kan adderes til hverandre i avhengighet av tilstanden av den tilordnede bit av binærinformasjonen (k).

2. Koblingsanordning som angitt i krav 1, karakterisert ved at kontrollposisjonsordene kan lagres i bare-lese-lageret (1) for flere binærinformasjoner (k) som oppviser innbyrdes forskjellige posisjonsantall.

3. Koblingsanordning som angitt i krav 1 eller 2, karakterisert ved at der i lageret (1) for minst én binær-informas jon- (k) kan lagres minst to grupper av kontrollposisjonsord.

4. Koblingsanordning som angitt i krav 1, 2 eller 3, karakterisert ved at bare-lese-lageret (1) er utlesbart synkront med informasjonsbitene,som skal leveres ut serielt, og at-der er etterkoblet addisjonskoblingen (2) en parallell-serieomformer (92) (fig. 3).

5. Koblingsanordning som angitt i et av de foregående krav, karakterisert ved at bare-lese-lageret tillike inngår i en innretning til feilkorreksjon.