2.5.2 Функціональна схема пристрою декодування

Прийнятий код може бути спотворений внаслідок впливу перешкод у каналі зв'язку. У результаті на прийомній стороні замість кодової комбінації циклічного коду виявляється прийнята (правильна або спотворена) кодова комбінація .

Відповідно до виразу (11), наявність залишку при діленні прийнятої кодової комбінації на утворюючий поліном є свідченням того, що в прийнятій комбінації є помилки. Дана властивість використається для перевірки відсутності помилок у прийнятій комбінації. При цьому помилки не будуть виявлятися тільки в тих випадках, коли многочлен помилок ділиться на утворюючий многочлен цілком.

Структурна схема декодера циклічного коду наведена на рисунку 3. Прийнята комбінація записується у вхідний регістр зсуву і одночасно шляхом ділення на утворюючий поліном перевіряється на наявність помилок. Якщо ділення виконується без залишку, то на виході схеми «І» формується ознака правильного прийому , і інформаційна частина із вхідного регістра передається для подальшого використання. Наявність залишку вказує на помилку в прийнятій кодовій комбінації. У цьому випадку ознака , і проходження повідомлення на вихід блокується.

Рисунок 3

По величині залишку (синдрома) можна визначити вектор помилок , а отже позиції в прийнятому коді, де виникли помилки, і виправити їх. Для цього в моменти часу, коли відбувається передача спотвореного розряду із вхідного регістра на вихід, у блоці визначення місця помилки формується коригувальний символ . Він додається до прийнятого спотвореного розряду, у результаті чого спотворений розряд інвертується.

Приклад. На рисунку 4 наведена функціональна схема декодера, що виявляє й виправляє однократну помилку в коді (7,4) з утворюючим многочленом .

Рисунок 4

На вхід декодера з каналу зв'язку послідовним кодом подається прийнята комбінація Н, що складається із 7 символів. Ця комбінація послідовно записується у вхідний 7-розрядний регістр зсуву і одночасно в схемі ділення ( ) ділиться на утворюючий код Р = 1011. Із приходом останнього символу (на сьомому такті) всі тригери для неспотвореної кодової комбінації перебувають у нульовому стані ("1" на інверсному виході). Наявність "1" на виході хоча б одного із тригерів ("0" на інверсному виході) приводить до індикації спотворення коду (PR = 0). Перевірка цієї умови й формування ознаки PR виконується схемою "3І" І1.

По закінченні перших 7 тактів протягом 4 додаткових тактів на виході регістру порозрядно з'являється інформаційна частина прийнятого повідомлення. Вона із вхідного регістра проходить через схему "2І" І2, яка відкривається бланковим імпульсом, на суматор . У тому такті, коли з'являється помилковий розряд, на другий вхід цього суматора надходить коригувальний імпульс з виходу блока визначення місця помилки.

Робота схеми при відсутності помилок пояснюється за допомогою таблиці 7.

Таблиця 7 – Декодування при відсутності помилок

№ ТІ	Н		Вих. T1		Вих. T2	Вих. T3	Вих. І1 ( )	Вих. І2
1	1	1	0	0	0	0	–	–	–
2	0	0	1	1	0	0	–	–	–
3	0	0	0	0	1	0	–	–	–
4	1	0	0	1	0	1	–	–	–
5	1	1	0	0	1	0	–	–	–
6	1	0	1	0	0	1	–	–	–
7	0	0	0	0	0	0	1	–	–
I	0	0	0	0	0	0	1	1	1
II	0	0	0	0	0	0	1	0	0
III	0	0	0	0	0	0	1	0	0
IV	0	0	0	0	0	0	1	1	1

У таблиці 8 показана робота декодера при надходженні спотвореної комбінації 1011110. У третьому додатковому такті до спотвореного символу "1", що надходить із вхідного регістра, додається символ з виходу блока визначення місця помилки, у результаті чого на виході суматора утворюється правильний символ "0".

Таблиця 8 – Декодування при наявності помилки

№ ТІ	Н		Вих. T1		Вих. T2	Вих. T3	Вих. І1( )	Вих. І2
1	1	1	0	0	0	0	–	–		–
2	0	0	1	1	0	0	–	–		–
3	1	1	0	0	1	0	–	–		–
4	1	0	1	0	0	1	–	–		–
5	1	1	0	0	0	0	–	–		–
6	1	1	1	1	0	0	–	–		–
7	0	0	1	1	1	0	0	–		–
I	0	1	0	1	1	1	0	1	0	1
II	0	1	1	0	1	1	0	0	0	0
III	0	1	1	0	0	1	0	1	1	0
IV	0	0	1	1	0	0	0	1	0	1