Спосіб передавання двійкової інформації з використанням сигнатурного контролю

Спосіб передавання двійкової інформації з використанням сигнатурного контролю, в якому двійкову інформаційну n-розрядну послідовність кодують циклічним кодом, який відрізняється тим, що інформаційна n-розрядна послідовність ділиться на частини розрядністю k, всі ці частини представляються в паралельному вигляді, для кожної такої частини, за утворюючим поліномом Корисна модель належить до техніки передавання даних і може бути використана в інформаційно-вимірювальних системах та комп'ютерних мережах. Відомий спосіб кодування двійкової інформації із захистом [1], в якому на боці передавача додатково формують кодові комбінації з використанням матриць Хаара, формують таблиці відповідності між інформаційними повідомленнями та кодовими комбінаціями, на боці приймача кодові комбінації з каналу зв'язку порівнюють з базовими, що зберігаються у таблиці відповідності, а захист даних забезпечується завдяки нероздільності інформаційних і контрольних символів в кодовому слові. Недоліком цього способу є складність математичних перетворень з використанням функцій Хаара при великій кількості додаткових символів коду (обсяг даних, що передаються, вдвічі перевищує обсяг інформаційних повідомлень). Це призводить до великих витрат часу на кодування та збільшення часу на передавання заданого обсягу інформаційних повідомлень. Найбільш близьким по технічній суті до запропонованого є спосіб, вибраний як прототип [2], завадостійкого кодування на основі БІХ-фільтрів, в якому на стороні передавача на тактах від 1 до k одночасно кодують k-розрядні інформаційні вектори множенням на r-розрядний породжувальний поліном циклічного (n, k ) - коду і шифрують їх ді ленням на допоміжні поліноми степені не більше k, вибрані по псевдовипадковому алгоритму, потім на тактах від k  1 до n кодують k-розрядні обчислені кодові вектори множенням на r-розрядний породжувальний поліном коду, а на стороні приймача спочатку декодують отримані по каналу зв'язку кодові вектори за допомогою алгоритму Берлекемпа-Мессі, а потім дешифрують їх множенням на допоміжні поліноми. Недоліками цього способу є зменшення завадостійкості кодування на боці передавача та ускладнення процесу дешифрування кодових векторів на боці приймача. Це призводить до збільшення загальних витрат часу на кодування, декодування та захист інформаційних повідомлень. В основу корисної моделі поставлена задача створити спосіб передавання двійкової інформації з використанням сигнатурного контролю цієї послідовності, що дозволяє спростити процес утворення коду та локалізувати однократні помилки. Задача вирішується за рахунок того, що двійкова інформаційна послідовність розрядністю n ділиться на частини (канали) розрядністю k та представляється в паралельному вигляді; для кожної такої частини, за утворюючим поліномом P( X) при 2deg P( X)  n , отримується сигнатура sig, яка обчислюється з урахуванням ваги кожного розряду у n-розрядній послідовності. Таким чином, (19) UA (11) 64597 (13) U Р(Х) при 2deg P( X)  n , отримується сигнатура, яка обчислюється з урахуванням ваги кожного розряду у цій послідовності n. 3 64597 має розрядність n  30 . Вибрано утворюючий по результуюча сигнатура завжди дорівнює сумі часткових сигнатур всіх каналу. Розглянемо приклад. Нехай вхідна послідовність V(t)  1111100001 0001000001 1001000101 1 0 0 0 0 1 0 1 0 0 0 2 0 0 1 0 0 3 1 0 0 1 0 4 0 1 0 0 1 5 1 0 1 0 0 6 1 1 0 1 0 7 0 1 1 0 1 8 0 1 0 0 1 0 1 1 0 1 9 10 1 1 1 1 0 1 0 0 1 0 11 12 1 1 1 1 0 13 1 0 1 1 1 1 1 1 1 1 14 15 ліном P( X)  x5  x3  1 , матриця станів якого має вигляд: 0 0 1 1 1 16 Припустимо, що послідовність передається по трьом каналам з розрядністю в кожному ki  10 , i  13 . Інформаційні дані по кожному каналу су, проводжується своїми сигнатурами, які отримані з урахуванням ваги кожного розряду у цій двійковій послідовності. Таким чином, двійкова інформація, яка поділена на три канали по 10 інформаційних розрядів в кожному та відповідними сигнатурами (sin A1  11101sin A2  11010 sin A3  00101 , , , ) отриманими за поліномом P( X)  x5  x3  1 , мають вигляд, наведений на фіг. 1. Введемо однократну помилку в 22 розряді (на фіг. 1 у верхньому рядку розряд виділено підкреслюванням) та кратну помилку (розряди: 1, 7, 11, 17). В такому випадку сигнатури з помилками будуть мати вигляд: sigпом А1  10111 sigпом А2  00000 sigпом А1  10111 , , . Для визначення помилкових розрядів необхідно обчислити синдром помилки, який визначається як: sidV( t )  sigV( t )  sigпом V( t ) . Тоді sid A3  00101 11110  11011 h22 ; sid A2  11010 00000  11011 h7 ; sid A1  11101 10111 01010  h28 , де hi  i - розряд в матриці станів. У зв'язку з тим, що по першому каналу А1 передаються інформаційні розряди з номерами 1-10, а синдром помилки відповідає 28-му розряду, який не належить цьому діапазону, то робиться висновок про здійснення багатократної помилки. Відповідно й до другого каналу А2: по ньому передаються інформаційні розряди з номерами 11-20, а синдром помилки відповідає 7-му розряду; робиться висновок про здійснення багатократної помилки. По третьому каналу A3 передаються інформаційні розряди з номерами 21-30 та синдром помилки відповідає 22-му розряду, номер якого належить до цього діапазону. Таким чином, робиться висновок, що здійснена однократна помилка по 22-му розряду, який слід виправити на правильний (виконати операцію інвертування). Позитивним технічним результатом є те, що отримано спосіб передавання двійкової інформації, який дозволяє спростити процес формування 4 0 0 0 1 1 17 1 0 0 0 1 18 1 1 0 0 0 19 0 1 1 0 0 20 1 1 0 1 1 0 1 1 0 1 21 22 1 0 1 1 1 1 0 1 1 0 23 24 1 0 1 1 1 25 0 1 1 0 0 1 1 0 1 1 26 27 0 1 0 1 0 28 0 0 1 0 1 29 0 0 0 0 0 0 1 0 0 1 30 31 коду, як контрольні розряди якого використано сигнатури, виявляти багатократні та локалізувати однократні помилки. При пошуку в патентній та науково-технічній літературі не виявлено об'єктів з ознаками, подібними до відмінних ознак технічного рішення, що заявляється, на підставі чого можна зробити висновок про відповідність його критерію "суттєві відмінності". Спосіб, що пропонується, може бути реалізований, наприклад, за допомогою пристрою, структурна схема якого наведена на фіг. 2. Пристрій включає: вхід 1 "Вхідні дані"; вхід 2 "Старт"; вхід 3 "Стоп"; вхід 4 "Синхросигнал"; блок керування 5; сигнатурні аналізатори 61-6m; блоки множення 717m сигнатури на матрицю зв'язків ступеня, яка дорівнює розрядності частині інформаційної посилки, для якої обчислюється ця сигнатура; блоки 81-8m дозволу запису результуючої сигнатури у вихідні регістри каналів 91-9m; кодові посилки з сигнатурним контролем 101-10m, які для кожного каналу складаються з вхідних даних та сигнатур; сигнали керування 111-11m блоками 87-8m; сигнали 121-12m, передавання даних до m каналів 131-13m формування сигнатурного контролю. Пристрій працює наступним чином. З приходом сигнала 2 "Старт" на блок керування 5 починають проходити в схему вхідні дані 1, яки синхронізуються синхросигналами за входом 4. Блок керування ділить вхідну послідовність на блоки довжиною k- розрядів та послідовно видає їх, с початку, до каналу 131 формування сигнатурного контролю. Регістри 91-9m являють собою регістри зсуву з можливістю паралельного запису. За синхросигналами (на схемі не показано) дані поступово записуються до регістра 91 каналу 131 та оброблюються в сигнатурному аналізаторі 61. Після подачі останнього розряду даних зі входа 121 за сигналом керування 111 сформована сигнатура каналу 131 записується в вільну частину регістра 91. Після цього, блок керування 5 зупиняє подачу даних до першого каналу 131 та починає обробку даних в другому каналі 132. Блоки множення 71-7m сигнатури на матрицю зв'язків відповідного ступеня необхідні для обчислення сигнатури з урахуванням ваги кожного розряду. Матриця зв'язків S описує зв'язки входів та виходів класичного одноканального сигнатурного аналізатора, у відповідності до вибраного утворюючого поліному, та в загальному випадку має вигляд: 5 1  2 ... 64597 r 1 r 1 S 0 ... 0 ... 0 0 1 0... 0 0 , 0 0 ... 1 0 де 1 - значення і-го коефіцієнта при показнику ступеня утворюючого поліному. Процес закінчення обробки даних завершується при подачі сигнала "Стоп" на вході 3. При цьо Комп’ютерна верстка Г. Паяльніков 6 му, на виходах 101-10m встановлюється кодова посилка з сигнатурним контролем. Джерела інформації 1. Патент України на корисну модель №5440, М. кл. Н03М 13/00, Бюл. №3, 2005. 2. Кириллов С.Н., Семин Д.С. Модифицированный помехозащищеиный кодер на основе БИХфильтра //Вестник РГРТУ. Рязань - 2009. - №2 (выпуск 28). -с. 27-30 (прототип). Підписне Тираж 23 прим. 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