UA147014U - Пристрій для виправлення пакетів помилок за допомогою перемежування циклічних кодів - Google Patents

Abstract

Пристрій для виправлення пакетів помилок за допомогою перемежування циклічних кодів складається з блока перемежування, каналу зв'язку, блока відновлення, вхід якого з'єднаний з виходом каналу зв'язку, вхід якого з'єднаний з виходом блока перемежування. Введені демультиплексор, блок із р n-розрядних регістрів, паралельний кодер (n, k)-коду Хемінга, паралельний декодер (n, k)-коду Хемінга і мультиплексор, інформаційний вихід якого є інформаційним виходом пристрою, інформаційний вхід якого з'єднаний з інформаційним входом демультиплексора, p-розрядний інформаційний вихід якого з'єднаний відповідно з р входами блока регістрів, p виходів якого з'єднані відповідно з р входами паралельного кодера (n, k)-коду Хемінга, р виходів якого з'єднані відповідно з р входами блока перемежування, р виходів блока відновлення з'єднані відповідно з р входами паралельного декодера (n, k)-коду Хемінга, р виходів якого з'єднані відповідно з р інформаційними входами мультиплексора.

Description

Корисна модель належить до комп'ютерної техніки і може бути використана в цифрових каналах передачі та збереження даних, зокрема в мобільному зв'язку, в комп'ютерних мережах.

Відомий неалгебраїчний декодер коригувальних кодів (патент України на корисну модель Мо 84354 м. кл. НО4І 1/00, бюл. Мо 20, 20131, що містить синдромний (п-К)-розрядний регістр зсуву зі зворотними зв'язками, виходи кожного тригера якого з'єднані зі входами логічного блока перевірки синдромів за заданими критеріями, буферний п-розрядний регістр зсуву, вихід якого з'єднаний з коректором помилок, пристрій розв'язки вхідних сигналів, вихід якого з'єднаний із входом синдромного (п-К)-розрядного регістра зсуву зі зворотними зв'язками, його перший вхід з'єднаний із входом декодера, вихідний ключ, з'єднаний з виходом коректора помилок, і з першим виходом декодера (Вихід 1), пристрій виділення інформаційної групи, який відрізняється тим, що додатково введені два ланцюги з ключами, причому один із них установлений між виходом (п-К)-го осередку буферного (п-К)-розрядного регістра зсуву і другим входом пристрою розв'язки вхідних сигналів, другий фодним кінцем з'єднаний з виходом першого тригера синдромного (п-К)-розрядного регістра зсуву зі зворотними зв'язками, а другий його кінець з'єднаний з другим виходом декодера (Вихід 1), при цьому знову введений модифікатор синдрому, перший вхід якого з'єднаний з виходом синдромного (п-К)-розрядного регістра зсуву зі зворотними зв'язками, другий - з виходом логічного блока перевірки синдромів за заданими критеріями, а вихід модифікатора синдрому з'єднаний із третім входом пристрою розв'язки, причому як пристрій виділення інформаційної групи використовується синдромний (п-

К)-розрядний регістр зсуву зі зворотними зв'язками.

Недоліком відомого пристрою є складність процедури декодування і великий інтервал часу для виявлення помилок.

Найбільш близьким по технічній суті до запропонованого є пристрій для виправлення пакетів помилок в завадостійких кодах (Кларк Дж., мл., Кейн Дж. Кодирование с исправлением ошибок в системах цифровой связи: пер. с англ. Москва: Радио и связь, 1987, с. 323), що містить кодер, блок перемежування, канал зв'язку, блок відновлення і декодер, вихід якого з'єднаний з виходом пристрою, вхід якого з'єднаний з входом кодера, вихід якого з'єднаний з входом блока перемежування, вихід якого з'єднаний з входом каналу зв'язку, вихід якого з'єднаний з входом блока відновлення, вихід якого з'єднаний з входом декодера.

Зо Недоліками цього пристрою виправлення пакетів помилок в завадостійких кодах є низька швидкодія і обмежені функціональні можливості за рахунок великих витрат часу на виконання операцій перемежування і деперемежування, а також виправлення лише обмеженої конфігурації помилок.

В основу корисної моделі поставлена задача створення пристрою для виправлення пакетів помилок за допомогою перемежування циклічних кодів, в якому за рахунок введення нових блоків та зв'язків досягається підвищена швидкодія за рахунок прискорення виконання операцій перемежування і деперемежування та розширення функціональних можливостей пристрою.

Поставлена задача вирішується за рахунок того, що у пристрій для виправлення пакетів помилок за допомогою перемежування циклічних кодів, який складається з блока перемежування, каналу зв'язку, блока відновлення, вхід якого з'єднаний з виходом каналу зв'язку, вхід якого з'єднаний з виходом блока перемежування, введені демультиплексор, блок із

Р п -розрядних регістрів, паралельний кодер (Кк )-коду Хемінга, паралельний декодер (Кк )- коду Хемінга і мультиплексор, інформаційний вихід якого є інформаційним виходом пристрою, інформаційний вхід якого з'єднаний з інформаційним входом демультиплексора, р -розрядний інформаційний вихід якого з'єднаний відповідно з р входами блока регістрів, р виходів якого з'єднані відповідно з р входами паралельного кодера (ТЬК коду Хемінга, р виходів якого з'єднані відповідно з р входами блока перемежування, р виходів блока відновлення з'єднані відповідно з р входами паралельного декодера (ТЬК коду Хемінга, р виходів якого з'єднані відповідно з р інформаційними входами мультиплексора.

На фіг. 1 представлена функціональна схема пристрою для виправлення пакетів помилок за допомогою перемежування циклічних кодів; на фіг. 2 - схема паралельного кодера 6 (Кк )- коду

Хемінга; на фіг. З - схема паралельного декодера 7 (ЬК). коду Хемінга; на фіг. 4 - схема лінійної послідовної схеми (ЛПС); на фіг. 5 - приклад ЛПС.

Пристрій для виправлення пакетів помилок за допомогою перемежування циклічних кодів (фіг. 1) містить блок перемежування 1, канал зв'язку 2, блок відновлення 3, демультиплексор 4, блок 5 із. 7 п розрядних регістрів, паралельний кодер 6 (ТЬК коду Хемінга, паралельний декодер 7 (ТОК коду Хемінга, мультиплексор 8, вихід якого з'єднаний з інформаційним виходом 9 пристрою, а інформаційний вхід 10 якого з'єднаний з інформаційним входом демультиплексора 4, р -розрядний інформаційний вихід якого з'єднаний відповідно з послідовними р входами блока регістрів 5, послідовні виходи яких з'єднані відповідно з р входами паралельного кодера 6 (ТОК коду Хемінга, р виходів якого з'єднані відповідно з р входами блока перемежування 1, з інформаційного послідовного виходу якого дані через канал зв'язку 2 надходять на інформаційний послідовний вхід блока відновлення 3, Р розрядний інформаційний вихід якого з'єднаний відповідно з р входами паралельного декодера 7 (Ку. коду Хемінга, р виходів якого з'єднані відповідно з р інформаційними входами мультиплексора 8.

Паралельний кодер 6 (ТОК коду Хемінга (фіг. 2) складається з р однакових послідовних вузлів кодування, /!-й вузол містить ЛИС 11, перемикач 12, інформаційний вхід 13, інформаційний вихід 14; (! З1тр ).

Паралельний декодер 7 (Кк )-коду Хемінга (фіг. 3) складається з р однакових послідовних вузлів декодування, ! -й вузол містить ЛПС 15 ;, блок виявлення помилок 16;, блок виправлення помилок 17, інформаційний вхід 18, інформаційний вихід 19; (! З1тр ).

ЛИС 11; і ЛИС 15; (фіг. 4) розрядності 7 (геп-К) містять елементи пам'яті 20.0, 201,20, ..., 20. (7-1); суматори по модулю два 21.0, 21.1,...,214, 21 (-1,; інформаційний вхід 22, інформаційний вихід 23.

Пристрій працює таким чином.

Початкову інформаційну /" -розрядну послідовність Х . яка надходить на вхід 10 пристрою, розбивають на р інформаційних слів Ї, , ДОВЖИНИ К і зберігають протягом (РК) тактів часу у блоці 5із Р "7 розрядних регістрів (К -т/р. і-1тр й

Далі на боці передавача за допомогою паралельного кодера 6 (ТОК коду Хемінга здійснюється операція завадостійкого кодування паралельно для всіх р інформаційних слів коду. Інформаційне слово Ї; розглядається як К розрядне інформаційне слово циклічного (ТК )-коду Хемінга.

Протягом перших К тактів часу для кодування із першого регістра блока 5 із Р п. розрядних регістрів послідовно надходить перше інформаційне слово І Далі для виконання

Зо операції завадостійкого кодування надходять решта інформаційних слів 1551551, () зі зсувом в часі на один такт відносно сусідніх інформаційних слів.

Під час кодування до К розрядного інформаційного слова Ї; додається "7 -розрядне (т-п-К) контрольне слово Е, коду Хемінга, в результаті чого формується масив із Р п. розрядних кодових слів 2; ; які утворюють кодовану послідовність х,; .

ЯеЯ»озй де ДЕ, Її, і-1р (2)

Одночасно з кодуванням, із затримкою на один такт, відбувається перемежування за допомогою блока перемежування 1 і передавання послідовності (2) через послідовний канал зв'язку 2 в перемежованому вигляді (спочатку перші розряди всіх кодових слів, потім другі розряди всіх кодових слів,":, /7-і розряди всіх кодових слів). Загальна тривалість завадостійкого кодування і перемежування для всіх р кодових слів складає (Р що! ) тактів.

При надходженні послідовності Х, з каналу зв'язку на вхід приймача одночасно відбувається її деперемежування за допомогою блока відновлення З (спочатку надходить

, ул . . 7 р повністю перше кодове слово ; потім повністю друге кодове слово ут, бо-е кодове слово ї 2, . о. . це 3, далі, із затримкою на один такт відносно сусідніх слів, здійснюється декодування відповідного кодового слова за допомогою паралельного декодера 7 (ТОК коду Хемінга. В результаті відновлюється масив із р К розрядних інформаційних слів (1), з яких формується т -розрядна послідовність Х з виправленими помилками в межах коректувальної здатності коду Хемінга.

Послідовний Лід вузол кодування, який входить до складу паралельного кодера 6 (Ку. коду Хемінга, працює таким чином (7 Щ Ір),

Паралельний кодер 6 (Ку. коду Хемінга реалізує операцію систематичного кодування циклічного (Ку. коду Хемінга, тобто, на його інформаційний вхід 13; надходить К. розрядне . не І, . . не інформаційне слово /, а з його інформаційного виходу 14; надходить /"- розрядне кодове ул . слово 7. Протягом перших К тактів операції кодування перемикач 12; знаходиться в положенні, що дозволяє передачі даних із входу 13; безпосередньо на вихід 14;. Протягом цього ж інтервалу часу ЛПС 11; працює в режимі формування 7 - розрядного (7 - -К) контрольного

Е . . м слова !/ коду Хемінга. Протягом наступних / тактів операції кодування перемикач 12; знаходиться в положенні, що дозволяє передачу слова / на вихід 14..

Послідовний і-й вузол декодування, який входить до складу паралельного декодера 7 (Кк )- коду Хемінга, працює таким чином. Цей декодер має два режими роботи, кожен з яких виконується не більше ніж за /" тактів часу: режим виявлення помилок і режим виправлення . - й. помилок. В першому режимі на вхід 18; надходить кодове слово ! і за допомогою ЛПС 15; обчислюється синдром помилки 5ет.().

Блок 16; виявлення помилок аналізує значення синдрому помилки 5бег (): нульове значення . . . й, . синдрому свідчить про відсутність помилок у кодовому слові '. На цьому робота і-го вузла декодування завершується. Ненульове значення синдрому свідчить про наявність хоча б однієї й, «и помилки у кодовому слові !. Для виправлення цієї помилки включається в роботу блок 17; виправлення помилки. Виправлення помилки здійснюється по методу Мегітта. Виправлене кодове слово передається від ЛПС 15; на вихід 19..

ЛПС 11; ї ЛПС 15; представляють собою лінійний автомат, який функціонує згідно з такою функцією переходів зо 5(г 1) - Ах б() вх Де) (3) и - А -|а, | В-», | / . . (и) - де "7 - дискретний час; т, "і - характеристичні матриці; їзко- (Ді)- и, . . . слово стану (0) | у! - вхідне слово; хХ- операція множення по модулю 2, її - операція додавання по модулю 2.

Характеристичні матриці ЛІС мають вигляд: 0 00... 85 бо 1.0щЩ.0.. 8. 81

А-|0 1 0 .. в,| В-|в, 0 001 б , 8 , (43

Матриця В | останній стовпець матриці А в (4) містять коефіцієнти породжувального поліному в(х) циклічного коду Хемінга степені 7:

н 2 ї- к в(х)- во двух вовк вух де коефіцієнти 5; можуть приймати значення 0,1), / 0-1

ЛПС 11; в паралельному кодері 6 (ТОК коду Хемінга і ЛПС 15; в паралельному декодері 7 (ТОК коду Хемінга мають бути побудовані на основі одного породжувального полінома циклічного коду. . с. -1 г. . г. .

Якщо в матриці А коефіцієнт 5) ; Тоді існує зв'язок між виходом ЛПС і відповідними входами суматорів по модулю два, інакше відповідного зв'язку немає. Якщо в матриці В с. -1 г. . г. . . коефіцієнт 5; ; Тоді існує зв'язок між входом ЛПС і відповідними входами суматорів по . . . г. .-0 модулю два, інакше відповідного зв'язку немає. Якщо коефіцієнти 5) одночасно в матрицях

АВ ; тоді в ЛПС відсутній 7 -й суматор по модулю два.

Завдяки перемежуванню пакети помилок довжиною до р розрядів в послідовності Х перетворюються в поодинокі помилки в окремих 7 -розрядних кодових словах, що дозволяє їх виправити за допомогою циклічного (Кк )-коду Хемінга. - 4

Наприклад, для породжувального поліному 8(х)-1 хх (7,4)- коду Хемінга ЛПС матиме такі характеристичні матриці 0 001 1 1001 1

А - В - 0100 0 0010 0 (в)

При використанні характеристичних матриць (5) апаратна реалізація ЛОС 11; ії ЛПС 15; містять 4 елементи пам'яті 20.0, 20.1, 20.2, 20.3, два суматори по модулю два 21.0, 2141, інформаційний вхід 22, інформаційний вихід 23 (фіг. 5). На основі такої ЛПС паралельний кодер 6 (7,4)-коду Хемінга містить чотири 4-розрядних послідовних вузли кодування, а паралельний декодер 7 (7,4)-коду Хемінга містить чотири 4-розрядних послідовних вузли декодування. В результаті можна виправити пакет помилок довжиною до 4 розрядів в інформаційній 16- розрядній послідовності Х.

У відомому пристрої операції кодування і перемежування здійснюються окремо, що вимагає сумарно 2 рп тактів часу.

Для циклічного (ТЬК коду Хемінга операції систематичного кодування і перемежування вимагають Р" тактів часу кожна. У запропонованому пристрої вказані операції виконуються паралельно: кожний наступний розряд початкової послідовності Х кодується і перемежується із затримкою в один такт відносно попереднього розряду. Тому сумарні витрати часу на боці передавача складають лише (Р що! ) тактів.

Аналогічно для циклічного (ТОК коду Хемінга операції декодування і деперемежування вимагають Р" тактів часу кожна. У запропонованому пристрої вказані операції виконуються паралельно: кожний наступний розряд кодового слова декодується і деперемежується із затримкою в один такт відносно попереднього розряду. Тому сумарні витрати часу на боці приймача також складають лише ( рп т) тактів.

Завдяки наявності демультиплексора 4 мультиплексора 8 можна виконувати операції кодування і декодування з перемежуванням при послідовному надходженню даних в каналах зв'язку.

Claims (1)

1. ФОРМУЛА КОРИСНОЇ МОДЕЛІ Пристрій для виправлення пакетів помилок за допомогою перемежування циклічних кодів, який складається з блока перемежування, каналу зв'язку, блока відновлення, вхід якого з'єднаний з виходом каналу зв'язку, вхід якого з'єднаний з виходом блока перемежування, який відрізняється тим, що введені демультиплексор, блок із р п-розрядних регістрів, паралельний кодер (п, К)-коду Хемінга, паралельний декодер (п, К)-коду Хемінга і мультиплексор, інформаційний вихід якого є інформаційним виходом пристрою, інформаційний вхід якого з'єднаний з інформаційним входом демультиплексора, р-розрядний інформаційний вихід якого з'єднаний відповідно з р входами блока регістрів, р виходів якого з'єднані відповідно з р входами паралельного кодера (п, К)-коду Хемінга, р виходів якого з'єднані відповідно з р входами блока перемежування, р виходів блока відновлення з'єднані відповідно з р входами паралельного декодера (п, К)-коду Хемінга, р виходів якого з'єднані відповідно з р інформаційними входами мультиплексора. - Я жк х я с в 3. -К а ше

   Фіг. 1 пн ни: НО, | | нини ши пиши ши | шин тіг. є