Изнсстеи ряд способов построения .коюв с коррекцией ошибок. Предлагаемый способ отличается от известных тем, что. с целью коррекции ошибок любой заданной кратности используется информационное управление непериодическими последовательностями двоичных СИМ-ВОЛОВ. Это достигается ком-мутацией из периодических импульсных последопательностеи, генерируемых схемами деления частоты импульсоо на Д1ва, непериодических импульсных последовательностей, с дальнейшим использованием полученных результирующих последовательностей в качестве образующих которые при суммировании их по модулю два образуют алфавит сообщений.
Общий способ построения групповых кодов основан на алгоритме
0r«; ©va, К,(1)
/1:0
где: Ф(/с) результирующим групповой кодк - число ипфорлгационпых символов; 01 - информационные символы; I - образующие векторы; ф -знак посимвольного суммирования произведений по модулю два.
до« ocllonl. тюстроенип грузовых кодин осиопаи на алгоритме:
к -I
где F(K) - результирующий групповой кс 1 - образующие периодические в( торы специальиого вида, сосгс Щие из нулей и единиц, прим каждый последующий вектор г лучается из предыдущего де; нием частоты следования и пульсов на два.
Остальные обозначения те же, что и в (I Предлагаемый способ генерации помехо тойчипых двоичных кодов использует нггфо манионное управление непериодическими п следователыностями двоичных силгеолов, п лучаемых из периодических последователыг стей Ао, ... XK-I путем специальной коммут дни их по закону:
ф(к) Р(к)(н),
где: Ф(к)-результирующий групповой кол F(K) - алгоритм по формуле (2); (л)-дополнительный кодовый по; ном;
Нзнак, символизирующип продс
жение (дополнение) пepиoди ских образующих некторон сое ветствующими векторами (к). Предлагаемый способ в зависимости от тр бусмой корректирующей способности мож быть реализован в соответствии с тремя вс можными вариантами формирования полиг ма К(к). Вариант I. Дополнительный кодовый полипом К{к) имеет вид: хг«; . аи,+а «а.. . . .- J а - символы результирующей кодовой комбинации, По ч -значности кодовых групп, построенных согласно алгоритмам (-2) и (З).,,. Остальные обозначения те же, что и в (i), EcSS-число .корректируемых ошибок, то „ 4-2°g + (5) v 3 + log25 (б) .2°е.(7) где Д - алфавит передаваемых сообщений. Вариант П. Дополнительный кодовый полином К(к.) имеет вид х-21 где Л, - Периодические образующие векторы, остальные обозначения пояснены выще. В этом ©арианте могут быть построены две группы кодов для одного и того же к: для 5.2-«-1 5 3. (9) n (3.) (10) (11 3.2«- -1 5 2--1 (12) tt () (13) (14) Обозначения п)я ;нены выше. Вариант III. Дополнительный кодовый полином К (к) имеет вид5 от 4 IV («)( «r«4S и„ L J где m -число недостающих уравнений проверок при декодировании; остальные обозначения те же, что и выще. В этом варианте: n 4(S+l)(16) Л (17) Рассмотрим работ) функциональных схем, соотВ(гстиующнх вариантам I-III. Ма фиг. 1 показппа блок-схема коднрукяцгго устройства (вярнант I); на фиг. 2 -блоксхема декодирующего устроГютиа (иприан I); на фиг. 3 - блок схема кодирующсто усгpoiicrna (вариант II); па фиг. 4 - блок-схему иг. 5 - блок-схема кодирующего устройства вариант III). Вариант I (см. фиг. 1 и 2). Схема выполнеа для , 2, П I 2, Л 1 6. Генератор / создает периодическую послеовательность Хо. В результате деления чатоты следования импульсов Хо на два на выоде Каждого из триггеров TI-Гз образуютя периодические импульсные последовательости Xi, Хг, Хз. Цикл работы кодирующего устройства (12 мпульсов генератора J) делится на два пеиода, Первый период содержит восемь имульсов генератора, при этом на вход схем лонческого умножения 2-5 подаются соответственно им пульсные последовательности XQ- . После окончания первого периода срабатывает управляющий каскад 6. Импульс с выхода управляющего каскада запирает «люч 7 и переключает каскад . В результате на схемы 3-5 подаются соответственно последовательности Xi, Xf, Хоа. Последовательность образуется суммированием по модулю два последовательностей XD, Xi и Xt IB двоичных сумматорах 9 и 10. Таким образом, в соответствии с алгоритмом (4) формируются символы дополнительного кодового полинома К(к). На вход схем совпадения 2-5 подаются информационные символы оо- as. Сумматоры выполняют алгоритм (3) и на выходе стробирующей схемы 14 получается результи-рующая кодовая комбинация. Декодирование состоит в решении уравнений;пфбц где b - символы принятой кодомой комблнации;а - искомые информационные симно-ii. КУК слслует из соотнощений (18) при чснажепни D npiiiiHToii кодовой комбинации не болес двух символов переданное сообшсние «о«3 будет полностью восстапоилсно, np:i наличии трех искаженных симполов схема обиару iUiT ошгбку, НС сможет нспрзпигь со. Ma вход сумматоров 15-32 подается принятая кодовая комбипация. С выхода сумматоров 15-32 подаются сигналы, соответствующие решениям уравнений (18). Эти сигналы .пост)П.1ют на вход решающих ycrpoficra 33- 35. Сигналы с выхода решающих ycrpoffCTS 33-35 подаются на коммутаторы ошибок 38, представляющие собой пороговые устройства, выдающие сигналы О или 1, соответструющие информационным символам ai-as при условии «большинства одноименных результатов проверок соотнощений (18) или сигнал «3 ошибки - при наличии неопределенности при проверках. Схема «ИЛИ 39 логически суммирует вы.ход каскадов 36-38. Так кг к наличие трех ошибок однозначно фНКсируется коммутаторами 36-38, то для определения силгвола ао в решающем устройстве 40 используется проверка «по большинству только пяти входных величин, поступающнх на су.тматоры 4J-45. Коммутатор ощибск 46 не имеет выхода сигнала «3 ошибки. Вариант II. Кодирующее устройство (см. фиг. О) состоит из тех же основных «аскадов, 4ixt и схема на фиг. 1, но в отличие от нее переключающий каскад 8 коммутирует последовательностн Хд и Хз- В результате осуществляется алгоритм (8). Декодирующее устройство (см. фиг. 4) обеспеч вает решение уравнений проверки: йцфа, и работает точно гак же, как и в варианте I. Вариант П1. Схема построена для л 1: , ft 28,/1 32. Кодирующее устройство (см. фиг. 5) работа ет следующим образом. В пределах I -16 им пульсов генератора / на входы схем совпади ния 2-б поступают соответственно последо вательности XQ-Л«. В дальнейщем, как следурт из выражени) (15), для получения образующих векторе: YI требуется двойная коммутация. Управляю щий каскад 7 формирует импульс управле ния, действующий в течение следования 17- 24 импульсов генератора /. При этом пере ключающнй каскад 8 пропускает на вход схе мы совпадения 6 последовательность Jfe. По еле окончания работы мультивибратора 7, по следний задним фронтом своего импульса за пускает управляющий каскад 9 (ждущи мультивибратор), который обеспечнвает Tipo хождение через каскад 10 последовательности Ао на схему совпадения 5. Во время работы управляющих каскадов 7 и 5 ключ // заперт. Последовательности XQ-Л образуются соответственно в результате деления на два частоты следования импульсов генератора / в триггерах 12-/5. Сумматоры 16-19 выполняют алгоритм (3), и на выходе стробирующей схемы 20 получается результирующая кодовая комбинация. CmiTes декодирующего устройства суь/-ствляется по методике схем вариантов I и 11 и не представляет трудностей. Предмет изобретения Способ генерации помехоустойчивого дпоичного группового Кода, отличающийся тем, что, с целью коррекции ошибок любой злл.т ;иой кратности, используют коммутацию из периодических импульсных последовательиосто(1, генерируемых схемами деления частоты импульсов на два, непериодических импульсных последовательностей, с дальнейшим использоьаннем полученных результирующих последе вательнастей а «ачесгве обрезующих, которые при суммировании их по модулю два образуют алфавит сообщений.
8, 8, 6) it t,8j з {nta fj fj 4/« sf MA f fj 44 jrf f«f«/ f f/ffw и, If tt 4 6) It I) if ft f ill i/t Д,ДДДЛ.11 / j 4« j «4 / jf 4r 4 j 1 tf f IIIIIIII-IIIL
