Реализация кодирующих устройств циклического кода методом деления
Снова рассмотрим все на примере.
Пусть ai(x) = 1001 = x3 1; g(x) = 1101 = x3 x2 1.
Получим Р.К.К.i путем
Схема деления строится следующим образом:
- сначала необходимо набрать m разрядов из делимого ai(x), начиная с первой единицы;
- из полученного m-разрядного числа вычитаем g(x); в нашем случае это равносильно сложению по модулю два в тех старших разрядах, в которых стоят единицы за исключением старшего разряда x3, так как у него в результате сложения всегда получаем ноль;
- делитель строим начиная с младшего разряда, то есть x0.
Рис. 6.3
Рассмотрим потактно работу этой схемы деления.
Таблица 6.3
0 |
0 |
0 |
0 |
0 |
начальное положение |
1 |
1 |
1 |
0 |
0 |
идет заполнение регистра сдвига из (m – 1) ячейки памяти |
2 |
0 |
0 |
1 |
0 |
3 |
0 |
0 |
0 |
1 |
4 |
1 |
0 |
0 |
1 |
первое вычитание |
5 |
0 |
1 |
0 |
1 |
продолжаем вычитание до n-го такта включительно |
6 |
0 |
1 |
1 |
1 |
7 |
0 |
1 |
1 |
0 |
получили ri(x) на n-ом такте |
Рис. 6.4
Из таблицы видно, что результат деления получен на n-ом такте. Данная схема деления не используется, так как между информационными и проверочными сиволами имеется разрыв в «m» тактов.
Рассмотрим другую схему деления, которая дает остаток на k-том такте, а деление начинается с первого такта, точнее с первой значащей единицы в ai(x).
Рис. 6.5. Получение разрешенной кодовой комбинации по методу деления
В начальном положении кл.1 в положении 1 и все входные сигналы ai(x) идут на выход. Ключ 2 в положении замкнут и в регистре сдвига идет деление, начиная с первого такта. http://peredacha-informacii.ru/ На k-том такте информационные символы заканчиваются и в ячейках памяти должен образоваться остаток ri(x). В этот момент ключ 2 размыкается, обратная связь от ячейки x2 разрывается, а ключ 1 переходит в положение 2 и остаток ri(x) приписывается к ai(x).
Затем идут информационные разряды новой К.К. с одновременным переключением ключей кл.1 и кл.2.
Проследим работу этой схемы по тактам.
Таблица 6.4
1 |
1 |
1 |
0 |
1 |
1 |
Поз.1 |
Змкн |
Входной сигнал ai(x) идет на выход k-тактов |
2 |
0 |
1 |
1 |
1 |
0 |
Поз.1 |
Змкн |
3 |
0 |
1 |
1 |
0 |
0 |
Поз.1 |
Змкн |
4 |
1 |
1 |
1 |
0 |
1 |
Поз.1 |
Змкн |
Получили остаток ri(x) |
5 |
– |
0 |
1 |
1 |
0 |
Поз.2 |
Рзмкн |
Приписывание ri(x) к ai(x) |
6 |
– |
0 |
0 |
1 |
1 |
Поз.2 |
Рзмкн |
7 |
– |
0 |
0 |
0 |
1 |
Поз.2 |
Рзмкн |
1 |
× |
? |
? |
? |
× |
Поз.1 |
Змкн |
Начало новой К.К. |
Вычитание производится в соответствии со следующей схемой.
Рис. 6.6
Через n тактов получена требуемая кодовая кобинация. Эта схема и используется в К.У. Ц.К.
Попробуйте нарисовать схемы деления с первого и m-ного тактов для разных g(x) и ai(x).
Проверьте их работоспособность с помощью потактовой таблицы для разных входных последовательностей ai(x). Сравните полученные результаты с математически полученными .
|