Декодер кодов Рида-Маллера порядка @ Советский патент 1991 года по МПК H03M13/47 

2.2.Вектор s 1 1 декодируется в блоке деко-3.2. Вектор декодируется блоком декодирования кода РМ (0, 3)дирования кода РМ (0,2)

15 Y(21) -1, 21)(-1.-1,-1.-1)

-/ 1

Y(1, Z(11) (1, 1, 1, 1, 1, 1, 1, 1)

3.3. Вектор W1 (-4, -4, 8, 4) декодируется

2.3.W (-4, 0, 0. 4, 4, -4, 0, 4) декодируетсяузлом декодирования кода РМ (1,2) узлом декодирования кода РМ (1, 3)

Изобретение относится к технике связи и вычислительной технике. Цель изобретения - упрощение декодера. Декодер содержит первый регистр 1, второй регистр 14, блок 8 декодирования кода нулевого порядка и узлы 2, 3 и 5 декодирования кода, в каждый из которых входят блок 15 алгебраического суммирования и блок 18 вычитания. В каждый из узлов 2, 3, 5 вводят блок 16 вычисления модулей и блок 17 ключей, а в каждый из узлов 4, 6 и 7 декодирования кода, аналогичных узлам 2, 3 и 5, вводят блоки 9 декодирования кода нулевого порядка, блоки 10 - 12 декодирования кода и блоки 13 перемножения. 2 з.п.ф-лы, 4 ил.

W

20w(2.2) / -48ч

(1,2) / -40 4 0 ч VVV -44;

( 04-4-4

с (2.2) / -812ч

о (1.2) /.-4 40-4 чu 0 4У

Ь -4-48

ОЛ

S(22) (8, 8) S() (0. О -8, 0)

Y(12)-J. Z(1|2) (-1.-1,-1.-1)3.5. Вектор W (-8, 12) декодируется бло2.5.Вектор Wll (-4, -4, 8, 4) декодируется в ком декодирования кода РМ (1.1) узле декодирования кода РМ (1,2)

Vе-3) (-1. 1)2(2Л) (-1, 1) W(1-3) 48 35 Z ai)(g)(L1,1) (-1,-1.1,1)

I -44 )Z Z(21)g)Z (-1.1,-1, 1.1.-1.1.-1)

Y(2) (-1, 1.-1. 1)

s(U).(-e,2)

4, Вектор W (4, 2, -2, 4, 4, -4, -2, -4)

-,.,,40 декодируется узлом декодирования кода

S(13)(8.8) Y(13)1 Z(r3)(1,1) .РМ(2,3)

ком декодирования кода РМ (1, 1)( 2 4-4-4/

Y) H.1),1-4) H,1) 45с, 6 20-6

Результат Y° (1. i.i. -1,1)

l gl 3;®Bi 4)(-i, -1.1.1)

s

/ о /и - о ч ( 2-68 2 )

Z Za2)( (-1, 1.-1. 1, 1.-1, 1.-1)(4-4-84)

z z(11) (-i,-i, 1, т, -1.-1.1,1.1, 50

1, -1, -1, , --1, -1)4.1. Вектор S декодируется узлом декодиро3. Вектор W (2,-2, 0, 2. О, 2, 2,2, 2, 2,-2, 2,вания кода РМ (1,2) О, -2, -2, 2) декодируется узлом декодирования кода РМ (2, 4)уу(з,1)/ 4-8 ч

551-44/

у 20022-2 0-2 ч

W 1-22222 2-2 2Jо(з.1)/0-4 v

Ь( 8-12 /

; /022440-20ч

Ъ 4-2-200-4 2-4 )S(3J) (-8 -8).

4, Вектор W (4, 2, -2, 4, 4, -4, -2, -4)

с, 6 20-6

s

/ о /и - о ч ( 2-68 2 )

7P.D --, и) н -,)

4.3.Вектор W (8. -12) декодируется блоком декодирования кода РМ (1,1)

Yl3 5) (1.-1) Z(32) (1,-1)

Y(3) M, 1,-1)

Z Z(31bz(3 2j (1,-1,-1,1)

4) (-1,-1, t,-1)Z(4) (1,-1,1.-1) Результат

Y (1,-1, 1.-1. 1.-1, 1.-1, 1.-1, 1, 1, 1,

-1,1,-1).

Работает декодер следующим образом.

Кодовый вектор длины 2т приходит из линии связи и записывается в регистр 1, откуда элементы вектора (это могут быть и действительные числа) подаются на вход блока 15 узла 2. Результаты суммирования и вычитания подаются на входы блока 16 вычисления модулей узла 2. Полученные модули поступают на блок 18 вычитания узла 2. Результаты вычитания модулей поступают на узел 3 декодирования кода (г-1)-го порядка длины . Результаты декодирования подаются на входы регистра 14. Блок 17 ключей пропускает соответствующее числа с блока 15 на узел 4 декодирования кода порядка г длины 2т и т.д.

Обозначаем C(1)(r,m), C(2)(r,m), C(3)(r,m) ,m) соответственно количество требуемых сумматоров или вычитателей, блоков определения модуля числа, блоков сравнения двух чисел, блоков смены знака на противоположный.

Тогда для декодера кода РМ порядка г и длины 2т сложность можно определить системой рекуррентных соотношений:

C(1)(r,m) 3 + C0)( ,m-1) + + C(1) (r.m-1),

C(2)(r,m) 2m + C{2)(r-l ,m-1) + + C(2)(r,m-1),

C(3)(r,m) C(3)(r-1 ,m-1) + C(3 (r.m -1),

C(%,m)2m 1+C(Vl,frH)+ +C(4)(r, m-1)

с краевыми условиями C(l)(m.m) 0 i C(1)(0,m) ,

НИЯ

C(2)(0,m) - 0, C(3) (0,m) 1

C(4)(0,m) 0

Решением системы являются соотношеC(1)(r,m)(3r+1)-2m, C(2)(r,m) r-2m+1, C(3)(r,m) , C(4)(r,m)r-2m

из которых следует, что сложность декодера пропорциональна произведению длины кода на его порядок.

Таким образом, предлагаемый декодер имеет сложность, пропорциональную произведению длины кода на его порядок, тогда как известный декодер имеет сложность, пропорциональную nlogrn, где п - длина кода.

Формула изобретения

блока алгебраического суммирования узла декодирования кода (r-k-l)-ro порядка длины 2т , выходы блока вычитания узла декодирования кода первого порядка длины подключены к входам блока декодирования кода нулевого порядка длины , отличающийся тем, что, с целью упрощения декодера, в каждый узел декодирования кода (r-l)-ro порядка длины 2пН вве- дены блок ключей и блок вычисления

модулей, выходы которого соединены с входами блока вычитания, выходы блока алгебраического суммирования подключены к соответствующим информационным входам блока ключей и входам блока вычисле

ния модулей этого узла декодирования, кроме того, в декодер введены блоки декодирован нулевого порядка длины Q i.m-r-l), блоки декодирования кода (r-l)-ro порядка длины 2гН, блоки пере- множения и узлы декодирования кода (r-l)-ro порядка длины 2 (п - firn-r), выполненные аналогично узлам декодирования кода (г-)-го порядка длинь1 2.выходь1 блока вычитания h-го (h 1,Cm-r-j+0 узла декодирования кода первого порядка длины соединены с входами h-ro блока декодирования кода нулевого порядка длины выходы блока ключей h-ro узла декодирования кода (r-l)-ro порядка длины 2Г подключены к входам h-го блока декодирования кода (М)-го порядка длины 2Г, выходы блока ключей g-го (д 1 . i 0,m-3: f 0,i; для i г f i - г) узла декодирования кода (r-i+f)-ro порядка длины соединены с входами блока алгебраического суммирования g-ro узла декодирования кода (r-i+f)-ro порядка длины 2тН 1, выходы блока вычитания g-го узла декодирования кода (r-i+f)-ro порядка дли- ны подключены к входам блока алгебf-i 4 раического суммирования (g + Ci )-го

d 0

узла декодирования кода ( Ve&fo поряд- ка , выходы первого - (()-го

(Х -целая часть X) блоков декодирования кода первого порядка длины 2 соединены с первыми входами одноименных блоков перемножения и соответствующими входами выходного регистра, выходы блоков декодирования кода нулевого порядка длины 2 соединены с 0+1)-ми входами одноименных блоков перемножения, управляющими входами блоков ключей одноименных узлов декодирования кода первого порядка длины 2 + и соответствующими входами второго регистра, управляющий вход блока ключей узла декодирования первого порядка длины и (т-г)-й вход первого блока перемножения подключены к выходу блока декодирования кода нулевого порядка длины , выходы первого т -г + к + 1

IО

( С т -т + к 4-1 Но блоков декодирова

5

0

0 5

,r-k-1

(1

ния (r-k-l)-ro порядка длины 2 соединены с первыми входами соответственно г - k - 1 fe-4 1rw-m flfck« pzJ

-го блоков перемножения и соответствующими входами второго регистра, выходы

т -г-1 .

первого - ( 2 Ј--. .)пз блоков перемно- j 1 г-5

жения подключены к управляющим входам блоков ключей соответственно первого -(Сг-з+j )-го узлов декодирования кода второго порядка длины 2т

m -r-lj.,,

, ВЫХОДЫ m - г

(1+ Ј Cr-3+j j-ro-( 2 Сг-з+j Коблоi 1j 1

ков перемножения соединены с управляющими входами блоков ключей соответственно первого - ( узлов декодирования кода второго порядка длины 2 и вторыми входами соответстrr. fofej

венно (1

+

I

Ъ 1

CVbT-ГО - (Cm-3m r 1) +

Г I fffl-Jl)

+ 2 Cm-b)-ro блоков перемножения,

ь 1

выходы которых подключены соответственно к управляющим входам блоков ключей первого - (Cr-2+jJ 1)-ro узлов декодирования кода третьего порядка длины и т.д., выходы последнего .блока перемножения соединены с управляющими входами блока ключей узла декодирования кода r-го порядка длины 2 , выходы узла декодирования кода r-го порядка длины 2Г подключены к соответствующим входам выходного регистра.

. 3. Декодер по п. 1,отличающийся тем, что блок декодирования кода нулевого порядка длины содержит соединенные последовательно сумматор и определитель знака, входы сумматора и выход определителя знака являются соответствен но входами и выходом блока.

Фиг 2

Фиг.3

I