6. Выбор параметров циклического кода

n, k, r

К параметрам циклического кода относятся:

n- длинна кодовой комбинации;

k- длинна информационной части кодовой комбинации;

r- длинна проверочной части кодовой комбинации.

Из таблицы 1 видно, что наибольшую пропускную способность R = 0,95954 обеспечивает циклический код с параметрами n = 1023, r = 11, k = 1012.

Из таблицы 2 видно, что наибольшую пропускную способность R = 0,760705 обеспечивает циклический код с параметрами n = 255, r = 13, k = 242.

График распределения вероятностей кратности ошибок t для определенной n_опт.

Функция граф вероятностей имеет вид (по модели Пуртова): P(t,n = n_опт);

, tn/3 (6.1)

● при Рош = 0,0005, n_опт = 1023

t	50	100	150	200	250	300	340
p, ·	1,6	1,2	1	0,9	0,85	0,8	0,76

Табл 6.1. Результаты расчета промежуточных точек зависимости для графика распределения вероятностей кратности ошибок t для n_опт = 255, при Рош = 0,0005

● при Рош = 0,005, n_опт = 255

t	5	20	35	50	65	80
p	22	13	11	9	8	7,8

Табл 6.2. Результаты расчета промежуточных точек зависимости для графика распределения вероятностей кратности ошибок t для n_опт = 63, при Рош = 0,005

Рис 6.1 График распределения вероятностей кратности ошибок t для n_опт = 1023, при Рош = 0,0005

Рис 6.2 График распределения вероятностей кратности ошибок t для n_опт = 255, при Рош = 0,005

7. Выбор типа образующего полинома g(X)

Образующий полином находим по таблице неприводимых полиномов в зависимости от числа проверочных разрядов, это число будет равно старшей степени образующего полинома.

Образующий полином степени 11 находим по таблице неприводимых полиномов для Рош = 0.0005:

g(x) = x¹¹ + х⁸ + х⁵ + x² + 1 (7.1)

8. Функциональная схема кодера и описание его работы

Образующий (порождающий) полином: g(x) = x¹¹ + х⁸ + х⁵ + x² + 1. Работа кодера на его выходе характеризуется следующими режимами:

1. Формирование к элементов информационной группы и одновременно деление полинома, отображающего информационную часть х^r*m(х) на порождающий (образующий) полином g(х) с целью получения остатка от деления r(х).

2. Формирование проверочных r элементов путем считывания ее с ячеек схемы деления х^r*m(х) на выход кодера. Структурная схема кодера приведена на рис 8.1. Цикл работы кодера для передачи n = 1023 единичных элементов составляет n тактов. Тактовые сигналы формируются передающим распределителем, который на схеме не указан.

Первый режим работы кодера для передачи к = 1012 тактов. От первого тактового импульса триггер Т занимает положение, при котором на его прямом выходе появляется сигнал "1", а на инверсном - сигнал "О". Сигналом "1" открываются ключи (логические схемы И) 1 и 3. Сигналом «0» ключ 2 закрыт. В таком состоянии триггер и ключи находятся к+1 тактов, т.е. 1013 тактов. За это время на выход кодера через открытый ключ 1 поступят 1012 единичных элементов информационной группы к = 1012.

Одновременно через открытый ключ 3 информационные элементы поступают на устройство деления многочлена х^r *m(х) на g(х). Деление осуществляется многотактным фильтром с числом ячеек, равным числу проверочных разрядов (степени порождающего полинома). В рассматриваемом случае число ячеек равно r = 11 . Число сумматоров в устройстве равно числу ненулевых членов g(х) минус единица. В нашем случае число сумматоров равно 1. Сумматоры устанавливаются после ячеек, соответствующих ненулевым членам g(х). Поскольку все неприводимые полиномы имеют член х^0=1, то соответствующий этому члену сумматор установлен перед ключом 3 (логической схемой И).

После к = 1012 тактов в ячейках устройства деления окажется записанным остаток от деления r(х). При воздействии к + 1 = 1013 тактового импульса триггер Т изменяет свое состояние: на инверсном выходе появляется сигнал "1" , а на прямом - "0" . Ключи 1 и 3 закрываются , а ключ 2 открывается. За оставшиеся r = 11 тактов элементы остатка от деления (проверочная группа) через ключ 2 поступают на выход кодера, также начиная со старшего разряда.