NL8200560A - Stelsel voor kommunikatie middels herhaald uitgezonden berichten alsmede stations voor gebruik in zo een stelsel. - Google Patents

Description

<Τ ·Ί ' i - J3 PHN 10.262 1 N.V. PHILIPS' GLOEILAMPETOBRIEKEN TE EINDHOVEN.

"Stelsel voor kcirmunikatia\mddels herhaald uitgezonden berichten alsmede stations voor gebruik in zo een stelsel",

De uitvinding betreft een stelsel voor kanmunikatie tussen een zendstation en een ontvangstation via een berichtenkanaal, middels een bericht dat een relatief klein gedeelte van de transmissiekapaciteit van het berichtenkanaal beslaat, en waarbij het ontvangstation bevat 5 separatiemiddelen die gekoppeld zijn met het berichtenkanaal om daaruit een bericht te separeren en een dekodeur die is aangesloten op de separatiemiddelen an het bericht te dekoderen en op een uitgang te specificeren. Zo'n stelsel is bekend uit de Nederlandse Octrooiaanvrage 7800581 van dezelfde aanvrager, gepubliceerd qp 29 augustus 1978 10 (phn 8692 C). Het bekende stelsel is een radio-anroep-systeem dat gebaseerd is op frekwentiemodulatie van een draaggolf, en waarbij een bi- -nair kodesignaal is gemoduleerd op een hulpdraaggolf. Het kodesignaal geeft informatie over de identiteit van het zendstation, het gebruikte cmroepkanaal, en dergelijke; hiermee wordt slechts een klein deel van 15 het frekwentiespektrum van het betreffende cmroepkanaal gebruikt. De uiteindelijk gedekodeerde informatie kan bijvoorbeeld als 7-segments-karakters worden af geheeld. Het kodesignaal wordt in een voortdurende herhaling aan het prograrrmasignaal toegevoegd zodat op elk moment de daarmee gerelateerde informatie kan warden afgebeeld, De ontvanger voor 20 zo'n kanaal kan op een willekeurig moment op het desbetreffende station warden afgesteld, en de dekodering kan dus midden in een bericht beginnen. Het bovenstaande geldt onverminderd als het ontvangstation is aangesloten op een centraal antennesysteem waarin frekwantiekanversie kan hebben plaatsgevonden. Het probleem van het willekeurige begin van de 25 af storming steekt des te meer, wanneer de gedekodeerde kode door een in het ontvangstation ingebouwde (micro) -computer gebruikt wordt voor het selekteren van een gewenst programma of een gewenste zender. Dit proces vindt bijvoorbeeld plaats in een zoekloop of aftastsekwentie waarbij een frekwentiegebied of een vooraf bekende reeks van zender-30 frekwenties wordt onderzocht qp het aanwezig zijn van signalen van het gewenste programma of de gewenste zender. Nog een andere toepassing van een stelsel volgens de aanhef kan zijn in een mobiel ontvangstation 8200560 i * EHN 10.262 2 .......dat op een bepaald programma is afgesteld, en welk programma door ver-......

schillende zenders (qp verschillende frekwenties) wordt uitgezonden.

Tijdens het bewegen van het ontvangstation wordt telkens gekontroleerd of wel is af gestemd op de sterkst ontvangen zender. Als dit niet zo is 5 · moet worden overgeschakeld, hetgeen volautomatisch wordt geëfektueerd.

Als dus een kodebericht in één van deze gevallen onjuist wordt gede-kodeerd, kan dat tot geheel ongerechtvaardigde besturingsstappen leiden.

Voorts kan het bericht gestoord worden, bijvoorbeeld door uitwendige oorzaken, zodat een bitfout kan optreden. Er wordt dus gevraagd om een 10 kodeersysteem aan te geven, waarmee zoveel mogelijk van elkaar onderscheidbare boodschappen kunnen worden gekodeerd, zodanig, dat uit iedere opeenvolging van een aantal kode-elementen tot de vooraf bekende lengte van een kodewoord ad n bits het uitgezonden kodewoord dekodeerbaar is, onder voorwaarde dat alleen een vooraf gespecificeerde, beperkte katego- · 15 rie van fouten optrede, en zander dat een separaat synchronisatiewoord gebruikt hoeft te warden. Op zich zelf zou het dekodeerprobleem door het gebruik van zo'n synchronis at ie-woord verlicht warden, maar door het toevoegen van zo'n woord zou het afvraagproces vertraagd worden. Bovendien kan ook het synchronisatie-woord gestoord zijn en sons dan niet 20 herkenbaar. Door de vertraging van het afvraagproces kan de eerder vermelde zoekloop over een frekwentiegebied te lang duren. Bijvoorbeeld wanneer het ontvangstation tegelijk een audiosignaal moet af geven zou een luisteraar een onderbreking daarin als hinderlijk ervaren.

Een tweede kategorie van stelsels volgens de aanhef wordt 25 gevormd door selektief aktiverende omroepsystemen of "paging" systemen.

Evenals hierboven is er een zendstation en een groot aantal mogelijke ontvangstations, die alle op dezelfde amroepband werken. Het zendstation kan een aantal verschillende berichten uitzenden, waarbij elk van de ontvangstations erop is ingericht cm één of meer "eigen" berichten te 30 herkennen en alsdan aktief te worden, bijvoorbeeld door een geluidsig-naal af te geven. In dit geval wordt de amroepband slechts gedurende een klein deel van de tijd gebruikt, ook mag de transmissiekapaciteit van de amroepband zo klein zijn dat slechts één bericht sijnultaan kan worden getransporteerd. In dit geval zijn dus een aantal ortVangers tege-35 lijk in de waak-stand, en alle onderzoeken het uitgezonden bericht. Om de betrouwbaarheid te vergroten kan het kodewoord een vast aantal malen, bijvoorbeeld driemaal of tienmaal direkt opeenvolgend uitgezonden. Ook 8200560 «fc »-*.

, i PHN 10.262 3 hier wordt gestreefd naar een zo groot mogelijk aantal kiesbare kode-- woorden binnen een vaste/ beperkte lengte van het bericht/ hetwelk eventueel gestoord kan zijn? dit is dus dezelfde doelstelling als in het eerder geciteerde gehruiksgebied.

5 ' De uitvinding realiseert de doelstelling doordat hij het ken merk heeft dat in het zendstation een bericht gevormd wordt als een opeenvolging van p^ 1 onderling identieke kodewoorden van elk n^ 1 bits, welk bericht aan het berichtenkanaal wordt toegevoerd, waarbij een kodewoord ten opzichte van elk ander toelaatbaar kodewoord inclu-10 sief deszelfs cyclische transposities een bepaalde minimum Hamming-af-stand bezit waardoor tenminste een voorafbepaalde fout detekteerbaar is en dat in het ontvangstation de dekodeur voorzien is van vermenig-vuldigingsmiddelen on bij een gesepareerd n-bits woord een syndroom-grootheid te vormen en vertaal- middelen cm uit een gesepareerd n-bits 15 woord en een daarbij behorende syndroamgrootheid een kodewoord te hervormen. Als middels bepaling van een syndrocmgrootheid een niet-korrigeerbare fout in een n-bits gesepareerd woord wordt gedetekteerd kan door separatie van een volgend, verschoven, n-bits woord een nieuwe poging worden ondernomen cm een kodewoord terug te vormen. Het vormen 20 van een syndroamgrootheid kan expliciet gebeuren. In andere gevallen blijft het impliciet zodat het niet op zichzelf naar buiten wordt, gesignaleerd: dan kunnen vermenigvuldigingsmiddelen en vertaalmiddelen in een enkel onderdeel zijn samengevoegd. In de geciteerde uitvoeringen was het berichtenkanaal een cmroepkanaal. Dit is niet nodig. Zo kan in 25 geval van de selektief oproepbare stations met een ringleiding worden gewerkt, of zelfs kan een lijn gebruikt worden die verder nog voor andere doeleinden wordt gebruikt, bijvoorbeeld voor -het toevoeren van de voedingsstrccm.

Het is gunstig als een kodewoord ten opzichte van elk ander 30 toelaatbaar kodewoord inclusief deszelfs cyclische transposities een minimum Hamming afstand in de bitruimte van tenminste drie bits bezit en dat door vermenigvuldigingsmiddelen cum vertaalmiddelen tenminste één bitfout in een gesepareerd n-bits woord korrigeerbaar is. Als de minimum Hanming-afstand tenminste gelijk is aan drie bits kunnen alle 35 enkelbits fouten worden gekcrtigeerd. Als de minimum Hamming-afstand gelijk is aan twee kunnen alle enkelbitsfouten worden gedetekteerd.

De praktijk leert dat ook in dit laatste geval veelal een bepaalde 8200560 EHN 10.262 4 -------kategorie van fouten korrigeerbaar is: sommige gestoorde kodewoorden— bezitten dan voor één enkel ongestoord kodewocrd (inklusief deszelfs cyclische transposities) en kleinere Hairming-afstand dan voor alle andere kodewoorden. Het desbetreffende gestoorde kodewoord is dan hoogst 5 ' waarschijnlijk van laatstgenoemd ongestoord kodewoord afkomstig. Er wordt in dit verband op gewezen dat de minimum Hamming-afstand van een andere aard is dan die bij kodes zonder inachtneming van de cyclische ' verschuiving. In het geval van bijvoorbeeld een kodeverzameling van 16 kodewoorden zijn er ½x16x15=12Q verschillende niet nul-zijnde af-10 standen. Als echter de cyclische verschuivingen mee beschouwd moeten warden7 zijn er in hetzelfde geval 120 verzamelingen van kode-afstanden hoogstens die geen element nul bevatten. Elke verzameling bevat^ venveel elementen-1) als de bitlengte van de kodewoorden bedraagt. De minimum Hamming-af-stand van de kode is nu het kleinste element van de (120 in dit geval) 15 verzamelingen.

De uitvinding betreft mede een zendstation voor gebruik in opgemeld stelsel en een ontvangstation voor gébruik in dat stelsel.

KORTE BESCHRIJVING VAN DE FIGUREN

De uitvinding wordt nader uitgelegd aan de hand van enkele 20 figuren.

Fig. 1 geeft een tijdsdiagram van een selektief aktiverend omroepsysteem.

Fig. 2 geeft een blokschema van een stelsel volgens de uitvinding.

25 Fig. 3 geeft de cyclische equivalentieklassen voor een 8-bits kode.

Fig. 4 geeft een generatormatrix van een 8-bits-kode.

Fig. 5 geeft een generatormatrix voor een 15-bits-kode.

Fig. 6 geeft de pariteitskontrolematrix bij Fig. 5 30 Fig. 7 geeft de matrices van een eerste 17-bits-kode.

Fig. 8 geeft de matrices van een tweede 17-bits-kode.

Fig. 9 geeft gedetailleerder een dekodeur (deel).

Fig. 10 geeft een tweede deel van zo'n dekodeur.

BESCHRIJVING VAN EEN EENVOUDIG SYSTEEM 35 Fig. 1 geeft een tijdsdiagram van de signalen in een systeem met selektief aktiveerbare stations (paging). Horizontaal is op willekeurige schaal de tijd uitgezet, waarin het zendstation op kiesbare 8200560

I I

PHN 10.262 5 * ogenblikken berichten kan uitzenden cm één of meer ontvangstations-- selektief te aktiveren. Eerst wordt van de kant van het zendstation getracht een niet na^^ait^gstation A te aktiveren. Daartoe wordt driemaal achtereen een voor dit station gereserveerd kodewoord uitgezonden: 5 A1, A2, A3. Het is mogelijk dat ontvangstation A reageert qp meerdere kodewoorden dan alleen zijn eigen gereserveerde kodewoord, bijvoorbeeld ook qp het kodewoord "overal" (Mar.). Later in de tijd probeert het zendstation het ontvangstation B te aktiveren door het voor dat station gereserveerde kodewoord driemaal direkt achtereen uit te zenden: B1, 10 B2, B3. Als na enige tijd ontvangstation A nog niet gereageerd heeft wordt het bij dat station behorende kodewoord nogmaals drie keer uitgezonden (bijvoorbeeld na een tijdsinterval van vijf sekonden).

Fig. 2 geeft een blokschema van een stelsel vólgens de uitvinding, bijvoorbeeld met selektief aktiveerbare ontvangstations (pa-15 ging). Het zendstation 30 ontvangt qp ingang 20 een identif ikatie van een ontvangstation. Het ingangselement (bijvoorbeeld een register) 22 ontvangt deze identif ikatie en presenteert die aan een encodeur 24.

In dit eenvoudige voorbeeld is dit weergegeven als een 4 naar 8 bits versleuteling. Een voorbeeld van zo een 4-8 bits (n,k) kode met dus n=8 20 en k=4 zal hierna worden gegeven. Elk kodewoord heeft ten opzichte van elk ander kodewoord, inclusief de cyclische transposities van dat andere kodewoord tenminste een vooraf bepaalde minimum Hammingaf stand. Als deze minimum Hairtningafstand twee bits bedraagt is een enkelbits fout in een kodewoord detekteerbaar. Het aldus gevormde 8-bits kodewoord wordt op-25 geslagen in een schuif register 26. Onder besturing van een niet getekend kldksysteem wordt het 8-bits kodewoord driemaal (dit aantal is een vaste kanstante voor elk systeem, maar kan tussen verschillende systemen ongelijke waarde hebben) geroteerd middels terugkqppelingslijn 28. De aan lijn 28 gepresenteerde bit is voor overdracht beschikbaar. Zo wordt een 30 bericht van 24 bits via het symbolisch aangegeven amroepkanaal 30 uitgezonden. Modulatie ter aanpassing aan de fysieke eigenschappen van het kanaal wordt eenvoudshalve niet getoond. Cok zend- en ontvangeléktroni-ka zijn eenvoudshalve weggelaten. Deze zijn van konventionele aard. Het bericht bevat dus drie, in ongestoorde toestand onderling identieke 35 kodewoorden, maar geen additionele synchronisatiewoorden. Aan de ontvang-kant worden de kodebits serieel ontvangen en uit een reeks van 8 opeenvolgende kodebits met behulp van de pariteitskontrolematrix van de te 8200560 ΕΗΝ 10.262 6 Λ * . t ...........bespreken kode een syndroangrootheid bepaald in de syndrocmgenerator plus foutpatroongenerator 34. Hiertoe is vereist dat de betreffende fout-korrigerende kode lineair is. Op zichzelf zijn niet-lineaire kodes eveneens toelaatbaar. Het bepalen van de syndroangrootheid geschiedt middels 5 ' matrixvermenigvuldiging, een bekende techniek. De implementatie kan gebeuren met EHXUSlEF-OF-poorten of middels een doodgeheugen, Uit het syndroom kunnen verschillende gevolgtrekkingen warden gemaakt: a. bij een eerste waarde van de syndroangrootheid wordt het ontvangen woord als een foutloos, doch eventueel cyclisch getransponeerd kodewoord 10 aanvaard en is dus het oorspronkelijke kodewoord rekanstrueerbaar.

Het geval dat deze situatie veroorzaakt wordt doordat slechts een niet detekteerbare fout aanwezig is wordt buiten beschouwing gelaten. In het geval geen fout gedetekteerd wordt, bestaat de syndroangrootheid bijvoorbeeld uitsluitend "nul"-bits.

15 b. bij een tweede kategarie waarden van de syndroangrootheid wordt een niet-korrigeerbare fout in het kodewoord gesignaleerd. Het betreffende signaal verschijnt op lijn 35 en blokkeert de werking van vertaalele-ment 38. Dit verhaalelement ontvangt verder via lijn 37 de in vertraag-elanent 41 vertraagde kodewoorden . Als het vertraagelement niet geblok-20 keerd is wordt het kodewoord vertaald in het oorspronkelijk op lijn 20 ontvangen datawoord en af geheeld op af beeldelement 40, bijvoorbeeld als een hexadecimaal karakter. Als de syndroangrootheid een onkorrigeerbare fout aangeeft van dit pp andere manier worden af geheeld. Verder kan het datawoord op niet aangegeven wijze verder verwerkt worden, zoals gebrui-25 kelijk is in systemen met selektief aktiveerbare stations of systenen met zender herkenning. Het signaal "akkoord" (onder a. hierboven) pp lijn 35 aktiveert éénmaal de vertaling van een kodewoord, daarna wordt de vertaling van verdere kodewoorden (die dus verschoven versies kunnen zijn van dat wat eerst al vertaald is) geblokkeerd. De vertaling van 30 een volgend kodewoord kan pas beginnen als op ingang 43 een vrij geef-signaal wordt ontvangen, bijvoorbeeld vanuit een niet getekend beheerssysteem. De vertraging in element 41 duurt zolang als nodig voor het in de tijd synchroniseren van de kodewoordinformatie en de bijbehorende syndroangrootheid, het kan bijvoorbeeld een buffer zijn ter lengte van 35 een kodewoord. In sommige gevallen, bijvoorbeeld als het vormen van de syndroangrootheid .gebeurt middels het adresseren van een dood geheugen behoeft deze extra vertraging niet nodig te zijn; dan fungeert als zodanig het mechanisme voor het serieel vullen van het adresregister van 8200560 . i -v PHN 10.262 7 -- dat geheugen. De hierna te bespreken 8-bits kode.heeft alleen een moge-— lijkheid voor detektie van één bitfout in het kodewoord en dan kan element 36 achterwege blijven. Als aan de andere kant de kode ten doel heeft on ook (of uitsluitend) bitfouten in een kodewoord te korrigeren .

5 ' dan treedt een derde kategorie van syndroomgrootheden op? c. bij een derde kategorie van syndroomgrootheden wordt een korrigeerbare fout in het kodewoord geïdentificeerd: uit de syndrocmgrootheid wordt dan een storingswoord gerekonstrueerd dat dezelfde lengte heeft als het kodewoord. Dit wordt dan via lijn 44 toegevoerd aan E2SCLüSlEF-OF-element 10 36. Modulo-2 optelling van storingswoord en kodewoord geeft dan een ge-rekonstrueerd storingswoord.

In het algemeen warden kodes met een in dit geval op specifieke manier gedefinieerde minimam Harming afstand d tussen de bij elk kodewoord behorende verzamelingen gekarakteriseerd door de volgende foutkor-15 rigerende/foutdetekterende eigenschappen: - als d=2 is in elk kodewoord één enkelbitsfout detekteerbaar ? - als d=3 is in elk kodewoord één enkelbitsfout korrigeer baar óf twee enkelbitsfouten detekteerbaar? - als d=4 is in elk kodewoord één enkelbitsfout korrigeerbaar en daaren-20 boven één enkelbitsfout detekteerbaar óf zijn drie enkelbitsfouten detekteerbaar; en zo verder voor grotere waarden van de minimum Hamming afstand d van de gehele kode.

Afhankelijk van de minimum Hammingafstand tussen één bepaald kodewoord en alle andere kodewoorden inclusief derzelver cyclische transposities 25 kan de mogelijkheid tot foutendetektie/korrektie voor juist dat kodewoord groter zijn dan het minimum. Het is mogelijk om juist zo'n "extra veilig" kodewoord te kiezen voor bepaalde belangrijke funkties, bijvoorbeeld in het geval van selektief oproepbare stations voor het eerder genoemde signaal "overal", üit het bovenstaande blijkt verder nog dat satis 30 óf het geval b., óf het geval c. voor de betreffende kode niet voorkomt, respéktievelijk niet gebruikt wordt. De waarde van de minimum Hamming afstand en zonodig de keuze tussen korrektie en detektie warden gedik-teerd door de wensen van de gebruiker.

Als in tegenstelling tot het bovenstaande een niet-lineaire 35 kode gébruikt wordt (de son van twee kodewoorden behoeft dan niet steeds een nieuw toelaatbaar kodewoord te geven), dan werkt de dekodeur . 'mat di- -rékte vertaling van gestoord kodewoord in gekorrigeerd kodewoord, dan 8200560 :-EHN 10.262 8 ( ......wel onherkenbaar kodewoord. Een extra vlagbit kan nog het 'al dan niet - herkennen, respektieveli jk al dan niet korrigeren aangevea.

BEHANDELING VAN ENKELE KODES

Ter verduidelijking wordt eerst een 8-bits -kode behandeld.

5 ' Fig. 3 geeft alle 36 cyclische equivalentie klassen, eenmaal als bit-patroon, en eenmaal als decimale waarde. Door cyclische transpositie van een kodewoord ontstaat steeds een woord van dezelfde cyclische equi-valentieklasse.. Zo levert het kodewoord (00001111)=15 ook de verdere woorden: 30, 60, 120, 240, 225, 195, 135. Van elke klasser.is het in 10 waarde laagste woord aangegeven. Als deze waarde gelijk is aan m, dan 2 hebben de andere woorden van deze klasse de waarden 2m (mod. 256), 2 m, 3 2 m, enzovoorts, totdat de waarde m weer terugkomt. De meeste equivalen-tieklassen bevatten acht woorden,die welke met een ster,zijn aangegeven, echter minder (1, 2 of 4). In een ongestoorde situatie is het mogelijk 15 cm elk van deze cyclische equivalentiéklassen te herkennen, -en daarmede het bijbehorende kodewoord te hervormen, ook als de woorden in een di-rekt aaneengesloten volgorde worden aangeboden en het begin van het kodewoord dus niet bekend is. Zo kunnen dus op 8 kodebits een aantal van vijf (5 <Tn 36) informatiebits worden afgebeeld.

20 Voorts is door de letters a. een deelverzameling van deze cyclische equivalentiéklassen aangegeven, zodat tussen een kodewoord en elk ander kodewoord inclusief de cyclische transposities van laatstgenoemde tenminste een Hamming afstand van d=2 bestaat. Deze deelver-zameling bevat twintig leden en een aantal van vier (4 In 20) bits 25 kan hier dus op worden afgebeeld. De betreffende deelverzameling bevat hier alle cyclische equivalentiéklassen met een even aantal "enen".

Voorts is door de letters g. uit laatstgenoemde deelverzameling weer een verdere deelverzameling van cyclische equivalentiéklassen aangegeven. Deze verdere deelverzameling bevat 16 leden en daarop kan dus een data-30 woord van vier bits worden afgebeeld. Bovendien heeft deze deelverzameling de voordelige eigenschap dat deze een lineaire kode vormt. De gene-ratarmatrix (G) van deze kode is gegeven in Fig. 4.

Een lineaire kode wordt daardoor onderscheiden dat de son (bitsgewijs modulo 2) van twee kodewoorden weer een nieuw kodewoord oplevert. De 35 kodewoorden die uit de datawoorden gevormd worden behoren tot één van de in Fig. 3 met "g" aangegeven equivalentiéklassen, maar het behoeft niet steeds de in deze figuur aangegeven representant van deze equivalen-tieklasse te zijn.

8200560 \ EHN 10.262 9 ........... Voor de hier beschouwde kode geldt ook de algemene regel dat de kode-efficiency toeneemt voor grotere lengte van de kodewoorden.

Fig. 5 geeft een generatormatrix voor een vijftien-bits kode. Deze generatormatrix bevat:: een eenheidsmatrix met (11x11) elementen.

5 · Het onderste deel genereert vier redundantiebits voor elk kodewoord.

Dit gedeelte wordt ontworpen al rekening houdend met de volgende beperkingen; die op enkel-bits-per-kodewoord foutkorrigerende kodes van toepassing zijn: - uit het aantal rijen van de matrix (n) en het aantal kolomen (k) ig volgt het aantal redundantiebits (n-k). Cm een fout te korrigeren moet gelden: 2 V (n+1). Hartming codes zijn optimaal in de zin dat t =ώ+1 voor zekere waarde van n. Op zich is zulke theorie voor de gewone kodes (zonder rekening te houden met cyclische equi-valentièklassen) in deze techniek bekend., 15 - elke kolom van het onderste gedeelte bevat tenminste twee elementen "1" omdat elk kodewoord ten minste drie elementen "1" moet hebben (uitgezonderd het kodewoord dat alleen nullen bevat). Dit aantal "drie" is even groot als de minimum Hamming-afstand van de kode.

- elke kolom van het onderste deel van de generatormatrix is verschil-2o lend.

De verzameling van kodewoorden wordt nu als volgt gevonden: met de matrix van Fig. 5 zijn uit 2^=2048 mogelijke informatiewoorden de telkens bijbehorende kodewoorden vormbaar. Deze vormen een cyclische kode met minimum Haitmingafstand 3 waarin elke cyclische transpositie van 25 een kodewoord zelf ook een kodewoord is. Voor iedere cyclische equiva-lentieklasse is slechts êên enkele rep^sertant in de kode opgenomen: het aantal van deze representanten is dan 144, zodat daarop een informatie-woord van zeven bits kan warden af geheeld. Fig. 6 geeft daarbij de pariteitskontrolematrix (H) van deze kode. Deze wordt gevonden als een 3q matrix van (n-k) rijen en- n kolommen. De eerste k kolorrmen zijn identiek met het onderste deel van de generatormatrix in Fig. 5. De laatste (n-k) kolommen vormen een eenheidsmatrix.

Stel als voorbeeld dat de ontvanger leest het kodewoord: £=11100100 1 00001 0. Het syndroom van vier bits wordt ge-35 vonden door:

s = (Sr..S3) = (H).c =(111 1)T

Het syndroom als hier berekend is equivalent aan de modulo-2-sam van de 8200560 r . EHN 10.262 10 aan de ontvangstkant gegenereerde, ai de in het kodewoord ontvangen-------- pariteitsbits). De waarde van het syndroom is gelijk aan de derde kolom van de pariteitskontrolematrix (H) en werkt daarmee als foutlokator voor de derde bit. De foutlokator is identiek met de foutvektor en de 5' korrektie wordt gevonden door foutvektor modulo-2 qp te tellen bij het kodewoord.

111001001000010 001000000000000 + 110001001000010 10 De 11 meest linkse bits vormen de pseudowaarde van dit mogelijk verschoven kodewoord, waarbij de meest linkse bit het minste signifikant is. Deze pseudowaarde is: 1+2+32+256=291. van elke cyclische equiva-lentieklasse wordt echter het kodewoord met de laagste waarde inide lijst opgenomen. Transpositie over twee bits naar links levert deze 15 laagste pseudowaarde: 000100100 0 01011 8+64=72 (daarbij tellen de redundantiebits niet mee. Via het lij strammer in de lijst van cyclische equivalentieklassen kan dan het bij behorende datawoord worden gerekonstrueerd. Met de kode van Fig. 5, 6 20 kan dus een enkelbitsfout op een willekeurige positie worden gekorri-geerd.

Fig. 7 geeft de generatorroatrix (G) ei de pariteitskontrolematrix (Hz) van een cyclische (17, 9) kode met een minimum Hanming afstand van 5, die dus twee enkelbitsfouten kan korrigeren (of één van 25 de eerder genoemde mogelijkheden bij deze minimum Hamming afstand kan realiseren). Voor de onderste 8 rijen van de matrix (Gz) geldt dat de tiende rij van achter naar voren gelezen hetzelfde levert als de zeventiende, en zo voorts voor de kctnbinaties elfde/zestiende, twaalf de/ vijftiende, en dertiende/veertiende rij. Deze spiegelmogelijkheid geldt 30 dan uiteraard ook voor de eerste negen kolommen van de pariteitskontro-lematirx (Hz) (de vijfde kolom levert achterstevorden gelezen hetzelfde op). Dit is een op zichzelf bekende kode die hier op nader te bespreken manier met voordeel gebruikt zal worden. De korrektie-eigenschappen gelden op de konventionele manier, waarbij dus cyclische transposities 35 niet mee in rekening gebracht mogen worden.

Fig. 8 geeft als vervólg op Fig. 7 daarbij de generatormatrix (Gzs) en de pariteitskontrolematrix (Hzs) van «en lineaire suhkode van 8200560 ( > PHN 10.262 11 ....... de bij Fig. 7 behorende kode. Dit "behoren bij" betekent dat elke kode— word van deze subkode een unieke representant is van een cyclische equivalentie klasse van de oorspronkelijke kode. Van de generatormatrix vormen de eerste vijf rijen een identiteitsmtrix, de laatste vijf rijen 5' een toegevoegde identitéitsmatrix; en verder zijn alle kolommen in-va-riant voor lezen van onderen naar boven. Het verband tussen pariteits-kontrolematrix en generatormatrix wordt op de tekende manieren uitgednkt. In deze kode is de minimum Hamming afstand tussen de onderscheidene cyclische equivalentieklassen gelijk aan vijf. Daarbij is de kode aeyclisch 10 (zelf synchroniserend), zodat twee enkelbits fouten in een kodewoord korrigeerbaar zijn.

Fig. 9 geeft gedetailleerd een deel van een dekodeur. De mogelijkerwijze gestoorde informatie arriveert op ingang 100 en wordt achtereenvolgens opgeslagen in een schuifregister dat uit drie sekties 15 102, 104, 106 bestaat. Elke sektie heeft voldoende opslagkapaciteit.

voor een geheel kodewoord. Synchroniserende klokbesturing is eenvouds-halve niet aangegeven. Telkens warden vier overeenkomstige bitposities van een kodewoord doorgegeven aan de bit-extraktor 108. De getoonde qpzet is uiteraard alleen zinvol als het kodewoord tenminste viermaal 20 direkt achtereenvolgend wordt uitgezonden, dit in tegenstelling tot de situatie in Fig. 1. De bitextraktor 108 ontvangt telkens vier kode-bits en geeft op uitgang 110 dan een eerste schatting van de "echte" waarde van die kodebit en op uitgang 11? een betrouwbaarheidsindikatie.

In dit geval wordt de "echte" waarde bepaald ais de meerderheidsbeslis-25 sing tussen de vier ontvangen kodebits. De betrouwbaarheid is "goed" als tenminste drie direkt opeenvolgende kodebits dezelfde waarden hebben, dus bij de volgende zes kcmbinaties van kodebits: 0000, 0001, 1000, 0111, 1110, 1111. In alle andere (tien) gevallen is de betrouwbaarheid "slecht". De geschatte kodebits worden achtereenvolgens opgeslagen in 30 register 114, de betrouwbaarheidsindikaties worden achtereenvolgens opgeslagen in register 116. De dekodeur 118 implementeert het dekodeer-algorithme van de cyclische kode met behulp van de pariteitskontrole-matrix (Hz) uit Fig. 7. Daarbij kunnen dus ten hoogste twee bitfouten gekorrigeerd worden op eenzelfde manier als bij Figs. 5, 6 al is be-35 schreven voor een enkelbitskorrigerende kode. Daarbij kan eventueel gebruik gemaakt worden van de betrouwbaarheids indikaties in register 116. Deze betrouwbaarheids indikaties warden dan bewerkt door een betrouwbaar heidsdekodeur 120. Een eenvoudige mogelijkheid is dat deze in 8200560 PHN 10.262 12 « > -------- het geval van teveel betrouwbaarheids indikaties set de waarde "slecht" - op lijn 122’een blokkeersignaal af geeft voor de dekodering. Dit gebeurt dan bijvoorbeeld als drie of meer waarden "slecht" optreden.

Het is ook mogelijk dat de onbetrouwbare kodebits worden aangewezen en 5 dat een blokkeersignaal 'wordt opgewekt als niet zij, maar juist twee andere kodebits worden gekorrigeerd. Ten laatste kunnen de betrcuwbaar-heidsindikaties als lokator voor uit te voeren korrekties worden gebruikt. Zo verschijnt aan de uitgang van dekodeur 118 de tweede schatting van een kodewoord, welke hier eenvoudshalve als bestaande uit 10 vier bits is weergegeven. Deze worden hier opgeslagen in register 120. Als deze opslag heeft plaatsgevonden, wordt middels terugkoppeling 122 de inhoud van dit register 12ο eenmaal geroteerd. Zolang als dit duurt wordt het produceren van een nieuwe uitgangsinfconatie door dekodeur 118 geblokkeerd. Op register 120 is aangesloten een woord-15 herkenner 124. Deze is in dit vereenvoudigde schema aangegeven als te werken op slechts drie bits (in het geval van Fig. 7 zouden dit negen bits zijn). Als dan verschijnt in uitgangsregister 126 de gerekonstru-eerde boodschap net een lengte van K bits .

Fig. 10 geeft een tweede deel van een dekodeur te gebruiken 20 met de kodes van Fig. 7, 8. Met indikatie 140 is aangegeven een register dat in funktie overeenstemt met het register 12o in Fig. 9, en dat : dus de voorlopig gekorrigeerde kcde ontvangt via een hier als serieel aangegeven ingang. Element 144 is een dekodeur voor de door Fig. 7 gedefinieerde kode; deze is hierboven beschreven in samenhang met de 25 kode volgens Figs. 5, 6. Deze behandeling kan heel goed serieel gebeuren. Aan de uitgang van dekodeur 144 is een tweewegschakelaar 146 aangesloten. In de ene stand wordt dan het zeventien-bits kodewoord opgeslagen in register 148 dat een kapaciteit heeft van zeventien bits. De detéktie van een geldig datawoord vindt plaats door acht EXCLUSIEF-OF-30 poorten zoals element 150: daarin warden paarsgewijze de volgende bits opgeteld 1/17, 2/16, 3/15, 4/14, 5/13, 6/12, 7/11, 8/10. Deze optel-resultaten warden toegevoerd aan een 8-bits brede NIET-OF-poort 152: deze geeft een logische "1" af als de bovengenoemde bits steeds paarsgewijze dezelfde waarde bezitten. Als dat zo is verschijnt op uitgang 35 154 een "data geldig" signaal. Na ontvangst van een kodewoord van ze ventien bits in register 148 wordt schakelaar 146 in de bovenste stand gesteld, zodat het kodewoord circuleert, op dezelfde manier als 8200560 PHN 10.262 13 i ft --------- eerder geschetst met betrekking tot register 120 in Fig. 9. Als het- signaal op uitgang 154 aangeeft dat een geldig datawoord aanwezig is, wordt dit datawoord zelf gevonden als de eerste vijf kodebits in register 148: uitgangen 156.

5 10 15 20 25 30 35 8200560

Claims (5)

1. 2. Stelsel volgens conclusie 1, met het kenmerk dat een kodewoord ten opzichte van elk ander toelaatbaar kodewoord inclusief des- 20 zelfs cyclische transposities een minimum Hanming-afstand in de bit-ruimte van tenminste drie bits bezit en dat door vermenigvuldigingsmid-delen cum vertaalmiddelen tenminste één bitfout in een gesepareerd n-bits woord korrigeerbaar is.
2. 3. Zendstation voor gebruik in een stelsel volgens conclusie 1 25 of 2, met het kenmerk dat het kodewoord het zendstation identificeert.
3. 4. Zendstation voor gebruik in een stelsel volgens-conclusie 1 of 2, met het kenmerk dat het zendstation geschikt is voor het uitzenden van meerdere verschillende kodewoorden, cm een door een kodewoord geïdentificeerd ontvangstation te aktiveren.
4. 5. Ontvangstation voor gebruik met een zendstation volgens con clusie 3, met het kenmerk dat het voorzien is van weergeefmiddelen voor een ontvangen kodebericht.
5. 6. Ontvangstation voor gebruik met een zendstation volgens con clusie 4, met het kenmerk dat het ontvangstation onder besturing 35 van een voorafbepaalde deelverzameling van kodewoorden een intern aktiveringssignaal vormt, doch ten andere in een wachttoestand blijft. 8200560