Модифікований неалгебраїчний декодер

Реферат: Неалгебраїчний декодер коригувальних кодів містить перший пристрій розв'язки вхідних сигналів, перший вхід якого з'єднаний із входом декодера v(x), синдромний (n-k)-розрядний регістр зсуву зі зворотними зв'язками, вихід старшого розряду якого з'єднано з першим входом модифікатора синдрому, а з виходу молодшого розряду виділяється інформаційна посилка, яка через перший ключ подається на вихід декодера, виходи кожного тригера синдромного (n-k)розрядного регістра зсуву зі зворотними зв'язками Sx з'єднані із входами логічного блока перевірки синдромів за заданими критеріями, буферний n-розрядний регістр зсуву, вихід якого з'єднаний з першим входом коректора помилок, другий вхід якого з'єднано з другим входом модифікатора синдрому, другий ключ, який встановлено між виходом (n-k)-го осередку буферного n-розрядного регістра зсуву і третім входом першого пристрою розв'язки вхідних сигналів. Крім цього, в нього додатково введені третій ключ, який одним кінцем з'єднаний з виходом логічного блока перевірки синдромів за заданими критеріями, а другим з другим входом коректора помилок та першим входом модифікатора синдрому, другий пристрій розв'язки вхідних сигналів, перший вхід якого з'єднано із входом декодера v(x) та першим входом першого пристрою розв'язки вхідних сигналів, другий вхід з виходом коректора помилок, а вихід із входом буферного n-розрядного регістра зсуву. UA 107590 U (54) МОДИФІКОВАНИЙ НЕАЛГЕБРАЇЧНИЙ ДЕКОДЕР UA 107590 U UA 107590 U 5 10 15 Корисна модель належить до області завадостійкого кодування і може бути використана в цифрових каналах передачі інформації, у телекомунікаційних комп'ютерних мережах, супутникових мережах передачі даних, стільникових мережах мобільного зв'язку цифрових стандартів, пристроях запису/зчитування інформації на магнітні або оптичні носії й у ряді інших областей передачі й обробки інформації. Є відомий неалгебраїчний декодер Меггіта для декодування кодових слів досконалого коду Голея, що включає додатково коригувальну схему, керовану керуючою схемою й з'єднану з k розрядами (тригерами) зсувного буферного регістра, що дозволяє в 1,5 разу підвищити швидкість декодування [1]. Недоліком даного пристрою є неможливість повної обробки несистематичних кодових слів без додаткового пристрою-виділювача з них інформаційних груп. Є відомий синдромний декодер для несистематичного (15, 11) коду Хеммінга [2], що містить 4-розрядний синдромний регістр зі зворотними зв'язками, виходи кожного тригера якого з'єднані із чотирма входами пристрою зберігання всіх синдромів - ПЗП з організацією 16 кодових слів по 15 бітів кожне. Крім того, він містить два 15-бітових зсувних регістри, причому вхід одного з них з'єднаний з виходом ПЗП, а вхід другого - із входом декодера, виходи обох регістрів з'єднані із входом суматора за модулем 2 (коректора помилок), вихід якого з'єднаний із входом пристрою ~ 20 25 30 35 40 45 50 55  виділення інформаційної групи і(х) з оцінки кодового слова C x на виході декодера й регістр, що являє собою зсувний регістр зі зворотними зв'язками (цифровий фільтр). Недоліками пристрою є складність схеми декодера для несистематичного коду за рахунок приєднання до нього пристрою виділення інформаційної групи (цифрового фільтра-дільника), вузька межа використання декодера та великий час обробки кодових слів. Найбільш близьким по технічній суті є неалгебраїчний декодер коригувальних кодів [3]. Декодер, узятий як прототип, містить пристрій розв'язки вхідних сигналів, синдромний регістр зсуву зі зворотними зв'язками, логічний блок перевірки синдромів за заданими критеріями, буферний n-розрядний регістр зсуву, модифікатор синдрому, коректор помилок та три ключі. Робота прототипу відбувається в такий спосіб. Попередньо всі блоки декодера обнулені. Вхідне кодове слово v(x), можливо, уражене перешкодами в каналі зв'язку (тобто з помилками) послідовно подається на вхід синдромного (n-k)-розрядного регістра зсуву зі зворотними зв'язками, де n - довжина кодового слова, а k - довжина інформаційної частини кодового слова та, через пристрій розв'язки вхідних сигналів, на вхід буферного n-розрядного регістра зсуву. Неалгебраїчний декодер обробляє вхідні кодові слова за три цикли роботи з n часових тактів кожний. Протягом 1-го циклу роботи в синдромному регістрі зсуву формується синдром, а буферний n-розрядний регістр зсуву послідовно заповнюється символами кодового слова ν(x), що надходить на вхід декодера. Оскільки синдром по визначенню є залишком від ділення ν(x) на утворюючий поліном g(x), то синдромний регістр зсуву, структура якого задається структурою g(x), є таким дільником (цифровим фільтром). На цьому циклі ключ К1 розімкнутий, а тому стан виходу логічного блока перевірки синдромів за заданими критеріями не аналізується. Якщо продекодоване кодове слово с(х) не має помилок, то v(x)=c(x), e(x)=0, і до кінця 1-го циклу роботи синдромний регістр зсуву обнуляється. У випадку наявності помилок у кодовому слові, що надходить на декодер, е(х) ≠ 0, ν(x) ≠ с(х), і до кінця 1-го циклу роботи на виході синдромного регістра зсуву формується деяка кодова комбінація. Протягом 1-го циклу роботи ключі К2 і К3 також розімкнуті. З початком 2-го циклу роботи ключ К1 замикається і логічний блок перевірки синдромів за заданими критеріями на кожному такті аналізує кодові комбінації на виходах осередків синдромного регістра зсуву. У випадках виявлення синдромів способом, різним для кожного типу декодера, логічний блок видає з виходу сигнал логічної одиниці, що надходить на коректор помилок, виправляючи помилку, і на модифікатор синдромів, спрощуючи структуру синдромів. За час 2-го циклу роботи ключі К2 і К3 розімкнуті. У результаті вхідна послідовність v(x) примусово повторно проходить осередки буферного n-розрядного регістра зсуву, що забезпечує скорочення відстані між широко розташованими помилками (більше ніж n-k біт) і дозволяє обробляти й виправляти їх. Протягом 3-го циклу роботи синдромний регістр зсуву продовжує працювати разом з логічним блоком перевірки синдромів за заданими критеріями, виправляючи помилки, що залишилися, і модернізує синдроми. З виправленням останньої помилки синдромний регістр зсуву обнуляється. На цьому останньому циклі роботи функціонування декодера залежить від способу формування кодових слів. 1 UA 107590 U 5 10 15 20 25 30 35 40 45 50 55 А. У випадку формування кодового слова систематичним методом ключ К1 замкнутий, ключ К2 розімкнутий, вихідний ключ К3 замкнутий протягом перших k тактів, пропускаючи на "Вихід" інформаційну групу і(х), після чого розмикається. Б. У випадку формування кодового слова несистематичним методом, починаючи з (n-k)-го такту цього циклу розмикається ключ К1, а ключі К2 та К3 замикаються. При цьому з виходу Тn-k буферного регістра зсуву подається прийнята кодова послідовність с(х) з виправленими помилками на вхід синдромного регістра, а з виходу першого тригера цього регістра знімається виділена інформаційна послідовність і(х), яка і передається на "Вихід". Наприкінці 3-го циклу роботи регістри обнуляються, і декодер готовий до обробки чергового кодового слова, можливо, враженого перешкодами в каналі зв'язку. Недоліками прототипу є те, що при деяких комбінаціях (порядку 8-10 % можливих комбінацій прийнятого коду) декодер не виявляє і не виправляє помилки. В підтвердження цього розглянемо роботу синдромного регістра прототипу на конкретному прикладі. Приймемо що на передавальній стороні кодові слова бінарного коду Голея (23,12,7) формуються кодером несистематичним способом, тобто c(x)=i(x) · g(x), (1) Кодуванню підлягало інформаційне повідомлення 11 3 і(х)=х +х , (2) або у векторному вигляді I=100000001000. Утворюючий поліном g(x) для цього коду має вигляд [2, с. 89] 11 10 6 5 4 2 g(x)=x +x +x +x +x +x +1. (3) Кодове слово, що надійде на вхід декодера для узятого і(х), без враження перешкодами, прийме значення 11 3 11 10 6 5 4 2 с(х)=і(х) · g(x)=(x +х )(x +х +х +х +х +х +1)= 22 21 17 16 15 14 11 9 8 7 5 3 =x +x +x +x +x +x +x +х +x +x +x +х , (4) або у векторному вигляді С=11000111100101110101000. Нехай поліном помилок дорівнює 19 × 10 e(x)=x +x, (5) що відповідає векторові Ε=00010000000010000000010. Тоді кодове слово (4), уражене перешкодами (4), буде мати вигляд 22 21 19 17 16 15 14 11 10 9 8 7 5 3 ν(x)=c(x)e(x)=x +x +x +x +x +x +x +x +x +х +x +x +x +х +x, (6) або у векторному вигляді, де виділені біти помилок V=СЕ=110 ▌01111001 ▌11101010 ▌0. (7) В основу корисної моделі поставлена задача підвищити надійність виявлення і виправлення помилок і тим самим підвищити практичну значимість декодера за рахунок введення в декодер третього ключа, другого пристрою розв'язки вхідних сигналів, коректора помилок за алгоритмом Касамі та використання як пристрою виділення інформаційної групи синдромного (n-k)розрядного регістра зсуву зі зворотними зв'язками. Поставлена задача вирішується тим, що в неалгебраїчний декодер коригувальних кодів, що містить перший пристрій розв'язки вхідних сигналів, перший вхід якого з'єднаний із входом декодера v(x), синдромний (n-k)-розрядний регістр зсуву зі зворотними зв'язками, вихід старшого розряду якого з'єднано з першим входом модифікатора синдрому, а з виходу молодшого розряду виділяється інформаційна посилка, яка через перший ключ подається на вихід декодера, виходи кожного тригера синдромного (n-k)-розрядного регістра зсуву зі зворотними зв'язками Sx з'єднані із входами логічного блока перевірки синдромів за заданими критеріями, буферний n-розрядний регістр зсуву, вихід якого з'єднаний з першим входом коректора помилок, другий вхід якого з'єднано з другим входом модифікатора синдрому, другий ключ, який встановлено між виходом (n-k)-го осередку буферного n-розрядного регістра зсуву і третім входом першого пристрою розв'язки вхідних сигналів, згідно з корисною моделлю, додатково введені третій ключ, який одним кінцем з'єднаний з виходом логічного блока перевірки синдромів за заданими критеріями, а другим - з другим входом коректора помилок та першим входом модифікатора синдрому, другий пристрій розв'язки вхідних сигналів, перший вхід якого з'єднано із входом декодера v(x) та першим входом першого пристрою розв'язки вхідних сигналів, другий вхід - з виходом коректора помилок, а вихід із входом буферного nрозрядного регістра зсуву, коректор помилок за алгоритмом Касамі, перший та другий виходи корекції якого Мод.5 та Мод.6 з'єднані відповідно з другим та третім входами буферного nрозрядного регістра зсуву, а також разом з першим SxS5 та другим SxS6 розрядними виходами формує шину установочних сигналів синдромного (n-k)-розрядного регістра зсуву зі зворотними зв'язками, а розрядні входи коректора помилок за алгоритмом Касамі з'єднані 2 UA 107590 U 5 10 15 20 25 30 35 40 45 50 55 60 відповідно з входами логічного блока перевірки синдромів та виходами Sx синдромного (n-k)розрядного регістра зсуву зі зворотними зв'язками. Таким чином, введення в декодер третього ключа, другого пристрою розв'язки вхідних сигналів, коректора помилок за алгоритмом Касамі і використання як пристрою виділення інформаційної групи синдромного (n-k)-розрядного регістра зсуву зі зворотними зв'язками, дозволяє підвищити надійність виявлення і виправлення помилок і тим самим підвищити його практичну значимість. На фіг. 1 зображено структурну схему неалгебраїчного декодера. На фіг. 2 зображено функціональну схему синдромного (n-k)-розрядного регістра зсуву зі зворотними зв'язками 2 декодера для коду Голея. На фіг. 3 зображено структурну схему буферного n-розрядного регістра зсуву 6. На фіг. 4 зображено структурну схему коректора помилок за алгоритмом Касамі 11. На фіг. 5 зображена принципова схема формування сигналів модифікації синдромного (n-k)розрядного регістра зсуву зі зворотними зв'язками 2 і буферного n-розрядного регістра зсуву 6. На фіг. 6 зображено послідовне надходження в синдромний регістр зсуву протягом 1-го циклу вхідного кодового слова v(x) (7), що має 3 помилки (їхні позиції відзначені кольором) і процес формування в ньому синдрому S(x), логічного блока перевірки синдромів і коректора помилок за кодограмами. На фіг. 7 зображено послідовне надходження в буферний регістр вхідного кодового слова v(x), що має 3 помилки і процес їхнього виправлення. Процес початкового заповнення регістра в першому циклі роботи декодера на фіг. 7 не показаний. Модифікований неалгебраїчний декодер (фіг. 1) містить перший пристрій розв'язки вхідних сигналів 1, перший вхід якого з'єднаний із входом декодера v(x), синдромний (n-k)-розрядний регістр зсуву зі зворотними зв'язками 2, вихід старшого розряду якого з'єднано з першим входом модифікатора синдрому 3, а з виходу молодшого розряду виділяється інформаційна посилка, яка через перший ключ 4 подається на вихід декодера, виходи кожного тригера синдромного (nk)-розрядного регістра зсуву зі зворотними зв'язками 2 з'єднані із входами логічного блока перевірки синдромів за заданими критеріями 5, буферний n-розрядний регістр зсуву 6, вихід якого з'єднаний з першим входом коректора помилок 7, другий вхід якого з'єднано з другим входом модифікатора синдрому 3, другий ключ 8, який встановлено між виходом (n-k)-го осередку буферного n-розрядного регістра зсуву 6 і третім входом першого пристрою розв'язки вхідних сигналів 1, третій ключ 9, який одним кінцем з'єднаний з виходом логічного блока перевірки синдромів за заданими критеріями 5, а другим з другим входом коректора помилок 7 та другим входом модифікатора синдрому 3, другий пристрій розв'язки вхідних сигналів 10, перший вхід якого з'єднано із входом декодера v(x) та першим входом першого пристрою розв'язки вхідних сигналів 1, другий вхід з виходом коректора помилок 7, а вихід із входом буферного n-розрядного регістра зсуву 6, коректор помилок за алгоритмом Касамі 11, перший та другий виходи корекції якого Мод.5 та Мод.6 з'єднані відповідно з другим та третім входами буферного n-розрядного регістра зсуву 6, а також разом з першим Sx S5 та другим SxS6 розрядними виходами формує шину установочних сигналів синдромного (n-k)-розрядного регістра зсуву зі зворотними зв'язками 2, а розрядні входи коректора помилок за алгоритмом Касамі 11 з'єднані відповідно з входами логічного блока перевірки синдромів 5 та виходами Sx синдромного (n-k)-розрядного регістра зсуву зі зворотними зв'язками 2. Розглянемо роботу пропонованого декодера на конкретному прикладі для коду Голея (23,12,7) в якому довжина вектора помилок дорівнює 23, вага не перевершує 3, а довжина синдромного регістра дорівнює 11. Якщо дана конфігурація декодера помилок не виловлює, то вона не може бути циклічно зсунута так, щоб усі три помилки з'явилися в 11 молодших розрядах. Можна переконатися, що в цьому випадку по одну сторону від однієї з трьох помилкових позицій знаходиться щонайменше п'ять, а по іншу сторону щонайменше шість нулів. Отже, кожна конфігурація помилок, що виправляється, може бути за допомогою циклічних зсувів приведена до одного з трьох наступних виглядів (позиції нумеруються числами від 0 до 22): 1) усі помилки (не більш трьох) розташовані в 11 старших розрядах; 2) одна помилка займає п'яту позицію, а інші розташовані в 11 старших розрядах; 3) одна помилка займає шосту позицію, а інші розташовані в 11 старших розрядах. Таким чином, у декодері треба заздалегідь обчислити величини n-k 5 n-k 6 S5(x)=Rg(x)[x x ] і S6(x)=Rg(x)[x x ] (8) 16 17 Розділивши х і x на утворюючий поліном (3) маємо 9 8 6 5 2 S5(x)=x +x +x +х + +х, (9) 3 UA 107590 U 10 5 10 15 20 25 30 35 40 45 50 55 60 9 7 6 3 2 S6(x)=x +x +х +х +х +х (10) Отже, якщо помилка утримується в п'ятій або шостій позиціях, то синдром відповідно дорівнює (00110011011) або (01100110110). Наявність двох додаткових помилок у 11 старших розрядах призводить до того, що у відповідних позиціях два з цих бітів заміняються на протилежні. Тоді помилка виловлюється, якщо вага S(x) не перевищує 3 (умова корекції в декодері описаному в роботі [3]), а також якщо вага S(x)S5(x) або S(x)S6(x) не перевищує 2. Модифікований неалгебраїчний декодер (фіг. 2) працює пристрій у такий спосіб. Попередньо всі блоки декодера обнулені. Вхідне кодове слово v(x), можливо уражене перешкодами в каналі зв'язку (тобто з помилками), послідовно, через перший пристрій розв'язки вхідних сигналів 1, подається на вхід синдромного (n-k)-розрядного регістра зсуву зі зворотними зв'язками 2, де n - довжина кодового слова, а k - довжина інформаційної частини кодового слова і, через другий пристрій розв'язки вхідних сигналів 10, на вхід буферного n-розрядного регістра зсуву 6. Неалгебраїчний декодер обробляє вхідні кодові слова за три цикли роботи з n часових тактів у кожнім циклі. Протягом 1-го циклу роботи в синдромному регістрі зсуву 2 формується синдром S(x), а буферний n-розрядний регістр зсуву 6 послідовно заповнюється символами кодового слова ν(x), що надходить на вхід декодера. Оскільки синдром, по визначенню, є залишком від ділення ν(x) на утворюючий поліном g(x), то синдромний регістр зсуву 2, структура якого задається структурою g(x), є цифровим фільтром інформаційних груп. На цьому циклі ключ 9 розімкнутий, а тому стан виходу логічного блока перевірки синдромів за заданими критеріями 5 не аналізується. Якщо продекодоване кодове слово с(х) не має помилок, то v(x)=c(x), e(х)=0, і до кінця 1-го циклу роботи синдромний регістр зсуву 2 обнуляється. У випадку наявності помилок у кодовому слові, що надходить на декодер, е(х) ≠ 0, v(х)≠с(х), то до кінця 1-го циклу роботи на виході синдромного регістра зсуву 2 формується деяка кодова комбінація S(x). Протягом 1-го циклу роботи ключі 4 і 8 також розімкнуті. З початком 2-го циклу роботи ключ 9 замикається і логічний блок перевірки синдромів 5 на кожнім такті аналізує кодові комбінації на виходах осередків синдромного регістра зсуву 2. Такий аналіз відбувається по двох критеріях: 1. У старшому розряді синдромного регістра присутня логічна одиниця. 2. Сума логічних одиниць в інших розрядах менше або дорівнює двом. Тільки при відповідності двом критеріям на виході логічного блока перевірки синдромів 5 формується сигнал логічної одиниці, що надходить на коректор помилок 7 і модифікатор синдрому 3, виправляючи на наступному такті помилку в буферному регістрі 6 і модифікуючи синдром, перетворюючи в "0" сигнал зворотного зв'язку в синдромному регістрі. За час 2-го циклу роботи ключі 4 і 8 розімкнуті. У результаті вхідна послідовність v(x) примусово повторно проходить осередки буферного n-розрядного регістра зсуву 6, що забезпечує скорочення відстані між широко розташованими помилками (більше чим n-k біт) і дозволяє обробляти і виправляти їх. Якщо ж логічний блок перевірки синдромів 5 помилки не знайшов, то здійснюється перевірка стану синдромного регістра 2 коректором помилок за кодограмами 11. У випадку якщо SX S5 ≤ 2 формується сигнал логічної одиниці на виході Мод.5 коректора помилок за кодограмами 11, яким виправляється помилка в 5-му розряді буферного регістра 6 й одночасно результат підсумовування по модулю два переписується в синдромний регістр 2. У випадку якщо SXS6≤2 аналогічним чином сигналом Мод.6 виправляється помилка в 6-му розряді буферного регістра 6 і модифікується синдромний регістр 2. На третьому циклі роботи, функціонування декодера залежить від способу формування кодових слів. У випадку формування кодового слова систематичним методом ключ 9 замкнутий, ключ 8 розімкнутий, ключ 4 замкнутий протягом перших k тактів, пропускаючи на "Вихід" інформаційну групу і(х), після чого розмикається. У випадку формування кодового слова несистематичним методом, починаючи з (n-k)-го такту цього циклу розмикається ключ 9, а ключі 4 і 8 замикаються. При цьому з виходу Тn-k буферного регістра зсуву 6 подається прийнята кодова послідовність с(х) з виправленими помилками на вхід синдромного регістра 2, а з виходу першого тригера цього регістра знімається виділена інформаційна послідовність і(х), яка і передається на "Вихід". Синдромний регістр зсуву зі зворотними зв'язками 2 (фіг. 3) має довжину (n-k=23-12=11) розрядів і реалізується на D-тригерах з установочними входами. Місця розташування зворотних зв'язків визначаються структурою утворюючого поліному 11 10 6 5 4 2 g(x)=x +x +x +x +x +x +1. 4 UA 107590 U 5 10 15 20 25 30 35 40 45 Виходи кожного тригера формують вихідну розрядну шину Sx, а установочні входи кожного тригера формують шину модифікації синдромного регістра зсуву. Перший пристрій розв'язки вхідних сигналів 1, та модифікатор синдромів 3 реалізовано на суматорах по модулю два. Коректор помилок за алгоритмом Касамі 11 (фіг. 4), має два ідентичні канали. 9 8 6 5 2 Перший канал складається з задатчика кодограми S5(x)=x +x +x +x +x +x 12, виходи якого з'єднані з першими входами суматора по модулю два 13, другі входи якого з'єднані з виходами розрядної шини Sx синдромного регістра зсуву 2, блок перевірки умови SxS5≤2 14 входи якого з'єднані з виходами суматора по модулю два 13, а вихідним сигналом Мод.5 виправляється помилка в 5-му розряді буферного регістра 6 і одночасно з результатом підсумовування по модулю два Sx  S5 формує установочні сигнали для модифікації синдромного регістра 2. 10 9 7 6 3 2 Другий канал в складі задатчика кодограмм S6(x)=x +x +x +x +x +x 15, суматора по модулю два 16 та блока перевірки умови SxS6≤2 17 вихідним сигналом Мод.6 виправляється помилка в 6-му розряді буферного регістра 6 і одночасно з результатом підсумовування по модулю два Sx  S6 формує установочні сигнали для модифікації синдромного регістра 2. Буферний n-розрядний регістр зсуву 6 (фіг. 5), має довжину n=23. Для можливості корекції 5го та 6-го розрядів, відповідно до алгоритму Касамі, в нього додатково введені два суматори по модулю два перед цими розрядами. Коректор помилок 7 та другий пристрій розв'язки вхідних сигналів 10 реалізовано на суматорах по модулю два. Формувач сигналів модифікації n-го розряду синдромного (n-k)-розрядного регістра зсуву зі зворотними зв'язками 2 і буферного «-розрядного регістра зсуву 6 (фіг. 6) працює наступним чином. При відсутності сигналів Мод.5 та Мод.6 рівнем лог."0" блокується робота елементів DD6 та DD7. При цьому на входах установки n-го тригера синдромного регістра 2 присутні пасивні рівні і тригер працює в режимі зсуву по входах D і С. При появі сигналу Мод.5 дозволяється робота елементів DD6 та DD7 і на одному з входів установки з'являється активний рівень в залежності від стану n-го розряду результата SxS5. Аналогічним чином формуються установочні сигнали і при появі сигналу Мод.6. Процес виправлення помилок в пропонованому модифікованому неалгебраїчному декодері зручно розглянути за допомогою просторово-часової діаграми для узятих як приклад і(х), с(х), е(х), v(x). Пропонований декодер обробляє кодові слова коду Голея за три цикли роботи з 23 такту в кожнім циклі. Як видно з фіг. 7, на 69-му такті в буферному регістрі сформовано кодове слово з виправленими помилками. Крім того, при необхідності його подальшого використання, його можна зняти в послідовному коді з першого розряду регістра, починаючі з 47-го такту. Таким чином вирішується підвищення надійність виявлення та виправлення помилок в наслідок чого підвищується завадостійкість кодування. Джерела інформації: 1. Патент ПЛ RU № 85778. Неалгебраический декодер. Жиляков Е.Г., Белов С.П., Макаров Л.Б., Лихолоб П.Г. по заявке 2009112662, 2009. 2. Блейхут Р. Теория и практика кодов, контролирующих ошибки /Пер. с англ. - М.: Мир, 1986. - С. 164. - Рис. 6.17. - 576 с. 3. Патент на KM UA № 84354. Неалгебраїчний декодер коригувальних кодів. Макаров Л.Б., Коняхін Г.Ф., Бітченко О.М. МПК H04L 1/00, Бюл. № 20 від 25.10.2013 ФОРМУЛА КОРИСНОЇ МОДЕЛІ 50 55 60 Неалгебраїчний декодер коригувальних кодів, що містить перший пристрій розв'язки вхідних сигналів, перший вхід якого з'єднаний із входом декодера v(x), синдромний (n-k)-розрядний регістр зсуву зі зворотними зв'язками, вихід старшого розряду якого з'єднано з першим входом модифікатора синдрому, а з виходу молодшого розряду виділяється інформаційна посилка, яка через перший ключ подається на вихід декодера, виходи кожного тригера синдромного (n-k)-розрядного регістра зсуву зі зворотними зв'язками Sx з'єднані із входами логічного блока перевірки синдромів за заданими критеріями, буферний nрозрядний регістр зсуву, вихід якого з'єднаний з першим входом коректора помилок, другий вхід якого з'єднано з другим входом модифікатора синдрому, другий ключ, який встановлено між виходом (n-k)-го осередку буферного n-розрядного регістра зсуву і третім входом першого пристрою розв'язки вхідних сигналів, який відрізняється тим, що в нього додатково введені 5 UA 107590 U 5 10 третій ключ, який одним кінцем з'єднаний з виходом логічного блока перевірки синдромів за заданими критеріями, а другим - з другим входом коректора помилок та першим входом модифікатора синдрому, другий пристрій розв'язки вхідних сигналів, перший вхід якого з'єднано із входом декодера v(x) та першим входом першого пристрою розв'язки вхідних сигналів, другий вхід - з виходом коректора помилок, а вихід - із входом буферного n-розрядного регістра зсуву, коректор помилок за алгоритмом Касамі, перший та другий виходи корекції якого Мод. 5 та Мод. 6 з'єднані відповідно з другим та третім входами буферного n-розрядного регістра зсуву, а також разом з першим SxS5 та другим SxS6 розрядними виходами формує шину установочних сигналів синдромного (n-k)-розрядного регістра зсуву зі зворотними зв'язками, а розрядні входи коректора помилок за алгоритмом Касамі з'єднані відповідно з входами логічного блока перевірки синдромів та виходами Sx синдромного (n-k)-розрядного регістра зсуву зі зворотними зв'язками. 6 UA 107590 U 7 UA 107590 U 8 UA 107590 U 9 UA 107590 U 10 UA 107590 U Комп’ютерна верстка Г. Паяльніков Державна служба інтелектуальної власності України, вул. Урицького, 45, м. Київ, МСП, 03680, Україна ДП “Український інститут промислової власності”, вул. Глазунова, 1, м. Київ – 42, 01601 11