ПРЕОБРАЗОВАТЕЛЬ УГОЛ-КОД

Полезная модель относится к области приборостроения, в частности к аналого-цифровому преобразованию, а именно к преобразователям угла поворота вала в код.
Известен преобразователь угол-код [А.С. СССР №1474843, д. пр. 27.05.87, МПК Н03М 1/24, публ. 23.04.1989], содержащий кодовый диск, n считывающих элементов, дополнительный считывающий элемент, сумматор по модулю два, блок обработки информации.
Недостатком известного преобразователя угол-код является низкая надежность считывания информации с кодового диска, поскольку в нем не обеспечена возможность исправления ошибок.
n
Наиболее близким по техническому решению и выбранный автором за прототип, является преобразователь угол-код [А.С. СССР №1534748, д. пр. 28.07.87, МПК Н03М 1/22, публ. 07.01.1990], содержащий кодовый диск с информационной дорожкой, выполненной в виде градаций псевдослучайной двоичной последовательности максимальной длины периода М=2-1, построенной посредством примитивного многочлена h(x) степени n, где n - разрядность преобразователя, n считывающих элементов, n дополнительных считывающих элементов, сумматор по модулю два, n-1 сумматоров по модулю два на три входа, n-1 элементов НЕ, n-1 элементов И, n сумматоров по модулю два на два входа.
Недостатком прототипа является его сложность. Это связано с тем, что в рассматриваемом преобразователе угол-код исправление одиночных ошибок достигается за счет использования в нем избыточного числа дополнительных считывающих элементов.
Задача, решаемая полезной моделью, заключается в упрощении преобразователя за счет уменьшения числа дополнительных считывающих элементов, с сохранением возможности исправления одиночных ошибок.
n
Поставленная задача достигается тем, что из известного преобразователя угол-код, содержащего кодовый диск с информационной дорожкой, выполненной в виде градаций псевдослучайной двоичной последовательности максимальной длины периода М=2-1, построенной посредством примитивного многочлена h(x) степени n, где n - разрядность преобразователя, n считывающих элементов, размещенных вдоль информационной дорожки с постоянным угловым шагом, кратным величине кванта преобразователя δ=360°/М, k дополнительных считывающих элементов, n сумматоров по модулю два на два входа, выходы n считывающих элементов соединены с первыми входами n сумматоров по модулю два на два входа, k сумматоров по модулю два, выходы k дополнительных считывающих элементов соединены с первыми входами k сумматоров по модулю два, исключены f=n-k дополнительных считывающих элементов, где , а знак ]...[ означает округление до ближайшего большего целого, k дополнительных считывающих элементов размещены вдоль информационной дорожки с возможностью получения с них совместно с n считывающими элементами М различных n+k - разрядных кодовых комбинаций, представляющих собой код Хемминга, позволяющий исправлять одиночные ошибки, выходы m считывающих элементов, представляющие собой i-e подмножество из выходов n считывающих элементов, полученное посредством проверочных уравнений кода Хемминга, i=1,2,...,k, соединены с соответствующими входами i-го сумматора по модулю два, введен дешифратор, осуществляющий преобразование обыкновенного двоичного кода в унитарный код, i-й вход которого соединен с выходом i-го сумматора по модулю два, j-й выход которого соединен со вторым входом j-го сумматора
по модулю два на два входа, j=1,2,...,n, выходы которых являются выходами преобразователя.
По сравнению с прототипом полезная модель имеет новую совокупность существенных признаков, т.е. отвечает критерию новизны.
Сущность полезной модели поясняется чертежом, где показана линейная развертка кодового диска с информационной дорожкой, выполненной в виде градаций псевдослучайной двоичной последовательности максимальной длины (М - последовательности), а также функциональная схема преобразователя угол-код для n=4.
0
1
M-1
n
0
В [1] рассмотрены использованные в полезной модели кодовые шкалы, получившие название псевдослучайные кодовые шкалы (ПСКШ), и строящиеся на основе теории М - последовательностей. ПСКШ имеют всего одну информационную кодовую дорожку, выполненную в соответствии с символами М - последовательности α=αα...α и n считывающих элементов (СЭ), размещенных вдоль дорожки. Считывающие элементы дают возможность получить при полном обороте шкалы М=2-1 различных n-разрядных кодовых комбинаций, что обеспечивает разрешающую способность преобразователя угловых перемещений на основе ПСКШ δ=360/М. В общем виде задача размещения СЭ на ПСКШ решена в [2].
n
Для генерации М-последовательности длиной М=2-1 используется примитивный неприводимый многочлен h(x) степени n с коэффициентами поля Галуа GF(2) [3], т.е.
0
n
i
где h=h=1, аh=0,1 при 0<i<n.
n+j
Символы М-последовательности α удовлетворяют рекурсивному выражению
...,(2)
0
1
n-1
0
1
M-1
где знак Ξ означает суммирование по модулю два, а индексы при символах М-последовательности берутся по модулю М. Начальные значения символов М-последовательности αα...α могут выбираться произвольно, за исключением нулевой комбинации. Для определенности при построении круговой ПСКШ символы М-последовательности αα...α отображаются на информационной дорожке по направлению движения часовой стрелки.
M
n
М-последовательности относятся к классу циклических кодов и могут задаваться с помощью порождающего полинома g(x)=(х+1)/h(x), где h(x) определяется в соответствии с выражением (1), М=2-1.
j
Для каждой М-последовательности длины М существует ровно М различных циклических сдвигов, которые могут быть получены путем умножения порождающего полинома g(x) на x, где j=0,1,...,М-1.
m
jm
Поскольку ПСКШ строятся в соответствии с символами М-последовательсти, можно путем циклических сдвигов определить порядок размещения на шкале n считывающих элементов, т.е. m-му СЭ, m=1,2,...,n, ставится в соответствие j-й циклический сдвиг xg(x) М-последовательности.
Тогда полином, определяющий порядок размещения n СЭ на шкале имеет вид:
где
1
2
3
n
Положив j=0, согласно полинома (3) получим положения 2-ого, 3-ого,..., n-ого СЭ, смещенные относительно первого СЭ на j,j,...,j элементарных участков информационной дорожки шкалы соответственно.
В табл.1 приведены многочлены h(x) до n=12 включительно, которые могут быть использованы для генерации соответствующих М-последовательстей [3].
Таблица 1
n
h(x)
М=2<sup>n</sup>-1
1
х+1
1
2
х<sup>2</sup>+х+1
3
3
х<sup>3</sup>+х+1
7
4
х<sup>4</sup>+х+1
15
5
х<sup>5</sup>+х<sup>2</sup>+1
31
6
x<sup>6</sup>+x+1
63
7
х<sup>7</sup>+x+1
127
8
х<sup>8</sup>+х<sup>6</sup>+х<sup>5</sup>+х+1
255
9
х<sup>9</sup>+х<sup>4</sup>+1
511
10
x<sup>10</sup>+x<sup>3</sup>+1
1023
11
x<sup>11</sup>+x<sup>2</sup>+1
2047
12
х<sup>12</sup>+x<sup>7</sup>+х<sup>4</sup>+х<sup>3</sup>+1
4095
Поясним вариант построения ПСКШ, приведенной на чертеже.
4
4
2
3
0
1
4
2
3
0
1
2
3
4
5
6
7
8
9
10
11
12
13
14
0
1
1
3
4+j
1+j
j
1
2
3
4
В примере для простоты принято n=4 и соответственно из табл.1 выбран примитивный неприводимый полином h(x)=x+x+1, где h=h=h=1" h=h=0. Здесь длина М-последовательности M=2-1=15, а сама М-последовательность α=ααααααααααααααα=000100110101111. При начальных значениях М-последовательности a=a=a=0, а=1, остальные символы последовательности получены в соответствии с рекурсивным соотношением (2), которое в данном примере имеет вид a=aa, j=0,1,...,10. Размещение четырех считывающих элементов СЭ (на чертеже позиция 2), СЭ (на чертеже позиция 3), СЭ (на чертеже позиция 4) и СЭ (на чертеже позиция 5) вдоль кодовой дорожки шкалы задано согласно (3) многочленом r(x)=1+х+х+х.
n
0
0
0
При построении информационной дорожки кодового диска 1 М-последовательность с периодом М=15 должна быть нанесена на кодовый диск в виде активных (единицы М-последовательности) и пассивных (нули М-последовательности) участков информационной дорожки, например, по ходу часовой стрелки, причем на информационную дорожку кодового диска наносится только один период М-последовательности. М-последовательность с периодом M/=2-1 определяет число квантов информационной дорожки кодового диска, которое в данном примере равно М=15. Отсюда величина кванта δ=360/M/=360/15=24. n считывающих элементов должны быть размещены на информационной дорожке кодового диска согласно r(x) с шагом равным величине одного кванта шкалы δ, например, по ходу часовой стрелки.
Последовательно фиксируя СЭ четырехразрядную кодовую комбинацию при перемещении шкалы на один квант против направления движения часовой стрелки, получаем 15 различных четырехразрядных кодовых комбинаций. Эти кодовые комбинации, соответствующие 15 различным угловым положениям ПСКШ, приведены в табл.2.
Таблица 2
№ положения ПСКШ
СЭ<sub>1</sub>
СЭ<sub>2</sub>
СЭ<sub>3</sub>
СЭ<sub>4</sub>
Десятичный эквивалент кода
0
0
0
0
1
1
1
0
0
1
0
2
2
0
1
0
0
4
3
1
0
0
1
9
4
0
0
1
1
3
5
0
1
1
0
6
6
1
1
0
1
13
7
1
0
1
0
10
8
0
1
0
1
5
9
1
0
1
1
11
10
0
1
1
1
7
11
1
1
1
1
15
12
1
1
1
0
14
13
1
1
0
0
12
14
1
0
0
0
8
Поскольку задача, решаемая полезной моделью, решается за счет использования корректирующих кодов Хемминга, исправляющих одиночную ошибку, покажем, как такой код должен быть реализован в предлагаемой полезной модели.
В начале 50-х годов Хеммингом [4] был предложен код, в котором контрольные символы размещались в кодовой комбинации не произвольно, а на строго определенных местах, что, естественно, облегчало декодирование.
Была разработана система проведения проверок правильности переданного кодированного сообщения, включающая алгоритм определения синдрома ошибки, указывающего не только на наличие ошибки, но и номер искаженной кодовой позиции.
Наибольшее распространение получила модель кода Хемминга с обнаружением и исправлением одиночной ошибки (минимальное кодовое расстояние d=3).
Для синтеза такого кода Хемминга необходимо решить следующие задачи.
1. Определить число контрольных символов, обеспечивающих заданные требования по помехозащищенности.
2. Установить, на каких позициях кодовой комбинации следует разместить контрольные символы и, какие позиции займут информационные символы.
3. Собрав макет кодовой комбинации, определить значение каждого контрольного символа.
4. Составить кодовые комбинации, включающие как контрольные, так и информационные символы.
5. Дать алгоритм проверок, позволяющий установить наличие и место ошибки.
Рассмотрим синтез кода Хемминга с d=3, применительно к полезной модели.
Число дополнительных СЭ k равно числу контрольных символов в коде Хемминга и определяется из соотношения
где n - число СЭ, равное числу информационных символов в коде Хемминга, а знак ]...[ означает округление до ближайшего большего целого.
Используя выражение (4), рассчитаем число дополнительных СЭ k для n=4,...,12. Соответствующие расчеты и сравнительные данные для числа дополнительных СЭ в прототипе и полезной модели представлены в табл.3.
таблица 3
Число СЭ
n
4
5
6
7
8
9
10
11
12
Число дополнительных СЭ полезной модели
k
3
4
4
4
4
4
4
4
5
Число дополнительных СЭ прототипа
n
4
5
6
7
8
9
10
11
12
Анализ табл. 3 показывает, что применение в полезной модели корректирующего кода Хемминга с возможностью исправления одиночных ошибок, дает значительный выигрыш по числу дополнительных СЭ, который составляет от 1 до 7 СЭ в зависимости от разрядности преобразователя. За счет этого достигается задача, решаемая полезной моделью.
Определяются места, на которых в общей кодовой комбинации должны располагаться контрольные разряды. Контрольные символы должны составить двоичное число (синдром ошибки), которое бы указывало номер ошибочной позиции. В результате первой частной проверки на четность получается символ первого (младшего) разряда синдрома, в результате второй проверки - символ второго и т.д. Итак, если синдром ошибки представить в виде двоичного числа, а рядом записать соответствующие десятичные эквиваленты, то получим табл.4.
Таблица 4
Синдром ошибки
Десятичный эквивалент
Синдром ошибки
Десятичный эквивалент
00001
1
01010
10
00010
2
01011
11
00011
3
01100
12
00100
4
01101
13
00101
5
01110
14
00110
6
01111
15
00111
7
10000
16
01000
8
10001
17
01001
9
Далее последовательно выписываются номера позиций, участвующих в каждой проверке на четность.
В первой проверке должны участвовать те позиции, которые содержат единицу в младшем разряде. Исходя из табл.3, это будут 1, 3, 5, 9, 11, 13, 15, 17.
Во второй проверке должны участвовать те позиции, которые содержат единицу во втором разряде. По табл.3, это будут 2, 3, 6, 7, 10, 11, 14, 15.
В третьей проверке должны участвовать - 4, 5, 6, 7, 12, 13, 14, 15 позиции.
В четвертой проверке должны участвовать - 8, 9, 10, 11, 12, 13, 14, 15 позиции.
В пятой проверке должны участвовать - 16, 17 позиции.
В результате получаем табл.5.
Таблица 5
Номер проверки
Номера позиций, охватываемых этой проверкой
Первая
1
3
5
7
9
11
13
15
17
Вторая
2
3
6
7
10
11
14
15
Третья
4
5
6
7
12
13
14
15
Четвертая
8
9
10
11
12
13
14
15
Пятая
16
17
m
Анализируя табл.4 можно заключить, что контрольные символы К должны размещаться на следующих позициях:
1
0
К на позиции 1, т.е. 2;
2
1
К на позиции 2, т.е. 2;
3
2
К на позиции 4, т.е. 2;
4
3
K на позиции 8, т.е. 2;
5
4
К на позиции 16, т.е. 2.
11
10
9
8
7
6
5
4
3
2
1
0
Позиции 3, 5, 6, 7, 9, 10, 11, 12, 13, 14, 15, 17 должны занять соответственно информационные символы И, И, И, И, И, И, И, И, И, И, И, И.
Применительно к полезной модели этот результат необходимо применить следующим образом.
0
1
11
1
2
5
С первого СЭ должны формироваться символы И, со второго - И,..., с двенадцатого - И, с первого дополнительного СЭ должны формироваться символы К, со второго - символы К,..., с пятого - символы К.
В соответствии с вышеизложенным макет кода Хемминга должен выглядеть следующим образом.
№ позиции
1
2
3
4
5
6
7
8
9
10
11
12
13
14
15
16
17
Символ
К<sub>1</sub>
К<sub>2</sub>
И<sub>11</sub>
К<sub>3</sub>
И<sub>10</sub>
И<sub>9</sub>
И<sub>8</sub>
К<sub>4</sub>
И<sub>7</sub>
И<sub>6</sub>
И<sub>5</sub>
И<sub>4</sub>
И<sub>3</sub>
И<sub>2</sub>
И<sub>1</sub>
К<sub>5</sub>
И<sub>0</sub>
Определение значений каждого контрольного символа определяется по следующим выражениям.
5
0
К=И.
Поясним приведенные выше теоретические рассуждения на примере четырехразрядного преобразователя угол-код.
Из табл.3 для n=4, находим k=3.
Из табл.5 имеем номера позиций, участвовавших в каждой проверке на четность.
№ проверки
№№ позиций, охватываемых этой проверкой
1
1, 3, 5, 7
2
2, 3, 6, 7
3
4, 5, 6, 7
1
2
3
3
2
1
0
Контрольные символы должны размещаться на следующих позициях: K - на позиции 1, К - на позиции 2, К - на позиции 4. Позиции 3, 5, 6, 7 займут соответственно информационные символы И, И, И, И.
Макет кода Хемминга в этом случае будет выглядеть следующим образом.
№ позиции
1
2
3
4
5
6
7
Символ
К<sub>1</sub>
К<sub>2</sub>
И<sub>3</sub>
К<sub>3</sub>
И<sub>2</sub>
И<sub>1</sub>
И<sub>0</sub>
0
1
2
3
1
2
3
С первого СЭ должны формироваться символы И, со второго - И с третьего - И, с четвертого - И, с первого дополнительного СЭ должны формироваться символы K, со второго - символы К, с третьего - символы К.
Для получения со шкалы семиразрядного кода Хемминга определим позиции размещения вдоль информационной дорожки кодового диска трех дополнительных СЭ.
2
3
Исходными данными для расчета являются выражения для определения контрольных символов  а также многочлен, определяющий размещение вдоль информационной дорожки кодового диска четырех СЭ r(x)=1+х+х+х.
1
1
2
3
4
Для определения позиции первого дополнительного СЭ по выражению для K с учетом r(х) сформируем многочлен, который будет иметь вид r(x)=1+x+x. Далее разделим этот многочлен по модулю два со стороны младших степеней на примитивный многочлен h(x)=x+x+1 до получения остатка в виде одночлена, причем степень одночлена берется по модулю М=15, т.е.
Степень одночлена определяет позицию размещения на шкале первого дополнительного СЭ, причем он должен быть смещен относительно первого СЭ на 13 элементарных участков шкалы δ по ходу часовой стрелки.
2
2
3
4
Для определения позиции второго дополнительного СЭ по выражению для К с учетом r(х) сформируем многочлен, который будет иметь вид r(х)=1+х+х. Далее разделим этот многочлен по модулю два со стороны младших степеней на примитивный многочлен h(x)=x+x+1 до получения остатка в виде одночлена, причем степень одночлена берется по модулю М=15, т.е.
Степень одночлена определяет позицию размещения на шкале второго дополнительного СЭ, причем он должен быть смещен относительно первого СЭ на 7 элементарных участков шкалы δ по ходу часовой стрелки.
3
3
2
4
Для определения позиции третьего дополнительного СЭ по выражению для К с учетом r(х) сформируем многочлен, который будет иметь вид r(х)=1+x+x. Далее разделим этот многочлен по модулю два со стороны младших степеней на примитивный многочлен h(x)=x+x+1 до получения остатка в виде одночлена, причем степень одночлена берется по модулю М=15, т.е.
Степень одночлена определяет позицию размещения на шкале третьего дополнительного СЭ, причем он должен быть смещен относительно первого СЭ на 10 элементарных участков шкалы δ по ходу часовой стрелки.
1
2
3
4
1
2
3
совм
доп
2
3
7
10
13
Теперь совместное размещение четырех считывающих элементов СЭ, СЭ, СЭ, СЭ и трех дополнительных считывающих элементов ДСЭ, ДСЭ, ДСЭ (на чертеже позиции 6, 7 и 8 соответственно) вдоль кодовой дорожки шкалы будет определяться многочленом r(x)=r(x)+r(x)=1+x+x+x+x+x+x.
Последовательно фиксируя СЭ семиразрядную кодовую комбинацию при перемещении шкалы на один квант против направления движения часовой стрелки, получаем 15 различных семиразрядных комбинаций кода Хемминга с минимальным расстоянием d=3. Известно, что такой код позволяет исправлять одиночную ощибку. Эти кодовые комбинации, соответствующие 15 различным угловым положениям ПСКШ, а также соответствия между СЭ и информационными символами, дополнительными СЭ и контрольными символами кода Хемминга, приведены в табл.6.
Таблица 6
№ положения ПСКШ
ДСЭ<sub>1</sub>
ДСЭ<sub>2</sub>
СЭ<sub>4</sub>
ДСЭ<sub>3</sub>
СЭ<sub>3</sub>
СЭ<sub>2</sub>
СЭ<sub>1</sub>
К<sub>1</sub>
К<sub>2</sub>
И<sub>3</sub>
К<sub>3</sub>
И<sub>2</sub>
И<sub>1</sub>
И<sub>0</sub>
0
1
1
1
0
0
0
0
1
1
0
0
1
1
0
0
2
0
1
0
1
0
1
0
3
0
0
1
1
0
0
1
4
0
1
1
1
1
0
0
5
1
1
0
0
1
1
0
6
0
1
1
0
0
1
1
7
0
1
0
0
1
0
1
8
1
0
1
1
0
1
0
9
1
0
1
0
1
0
1
10
0
0
1
0
1
1
0
11
1
1
1
1
1
1
1
12
0
0
0
1
1
1
1
13
1
0
0
0
0
1
1
14
1
1
0
1
0
0
1
Таким образом, в табл.6 приведены все возможные комбинации кода Хемминга с d=3, включающие как контрольные, так и информационные символы, для n=4, когда ошибки в работе преобразователя отсутствуют. В нашем случае под ошибкой мы будем понимать выход из строя любого СЭ.
Рассмотрим алгоритм, на основе проверочных уравнений Хемминга, позволяющий установить наличие и место ошибки в работе преобразователя. При этом возможны следующие случаи.
1. Ошибки в работе преобразователя отсутствуют, т.е. все СЭ - исправны и мы имеем табл.6.
Проверим считанную со шкалы кодовую комбинацию на отсутствие ошибок. Допустим, была считана шестая кодовая комбинация: 0110011. Вычислим синдром. В нашем случае
1-ая проверка охватывает позиции 1, 3, 5, 7, следовательно, младший разряд синдрома
2-ая проверка охватывает позиции 2, 3, 6, 7, тогда второй разряд синдрома
3-ья проверка охватывает позиции 4, 5, 6, 7, и третий разряд синдрома
Таким образом, мы убедились, что синдром имеет нулевое значение, что и свидетельствует об отсутствии в работе преобразователя ошибок, т.е. все СЭ исправны. При отсутствии в работе преобразователя ошибок вычисление синдрома для любой кодовой комбинации даст тот же результат - нулевой синдром ошибки.
Технически соотношения 5, 6 и 7 реализуются посредством трех четырехвходовых сумматоров по модулю два, обозначенных на чертеже позициями 9, 10 и 11 соответственно.
1
2
3
4
При нулевом синдроме на выходах этих сумматоров формируются сигналы соответствующие уровню логического нуля. Далее эти сигналы поступают на соответствующие входы дешифратора 12. При таком сочетании сигналов на его входе на его нулевом выходе формируется сигнал, соответствующий уровню логической единицы, который свидетельствует об отсутствии в работе преобразователя ошибок, а на остальных его выходах формируются сигналы соответствующие уровню логического нуля. Сигналы, соответствующие уровню логического нуля с выходов дешифратора 3, 5, 6 и 7 поступают на вторые входы соответствующих сумматоров по модулю два на два входа (16-13), на первые входы которых поступают сигналы со считывающих элементов СЭ, СЭ, СЭ, СЭ, которые без изменения проходят на выход преобразователя (17).
1
2. В работе преобразователя наблюдаются ошибки, например, вышел из строя второй СЭ, с которого формируются информационные символы И. В макете кода Хемминга этот символ занимает шестую позицию.
Проанализируем считанную со шкалы кодовую комбинацию на наличие ошибок. Допустим, была считана шестая кодовая комбинация 0110001. Второй СЭ в данной комбинации считывает вместо 1 (см. табл.6) ноль. Вычислим синдром. В нашем случае
1-ая проверка охватывает позиции 1, 3, 5, 7, следовательно, младший разряд синдрома
2-ая проверка охватывает позиции 2, 3, 6, 7, тогда второй разряд синдрома
3-ая проверка охватывает позиции 4, 5, 6, 7, и третий разряд синдрома
2
10
2
1
1
3
4
2
Таким образом, мы имеем синдром ошибки, равный 110=6, который указывает на № ошибочной позиции в коде Хемминга. Это, в свою очередь, свидетельствует о том, что не правильно работает СЭ, с которого формируются информационные символы И. При синдроме ошибки, равном 110, на выходе сумматора 9 формируется сигнал соответствующий уровню логического нуля, а на выходах сумматоров 10 и 11 - сигналы соответствующие уровню логической единицы. Далее эти сигналы поступают на соответствующие входы дешифратора 12. При таком сочетании сигналов на его входе на его шестом выходе формируется сигнал, соответствующий уровню логической единицы, который свидетельствует о наличии в работе преобразователя ошибки, причем на остальных его выходах формируются сигналы соответствующие уровню логического нуля. Сигналы, соответствующие уровню логического нуля с выходов дешифратора 3, 5 и 7 поступают на вторые входы соответствующих сумматоров по модулю два на два входа (16, 15 и 13), на первые входы которых поступают сигналы со считывающих элементов СЭ, СЭ и СЭ, которые без изменения проходят на выход преобразователя. Сигнал, соответствующий уровню логической единицы с выхода дешифратора 6 поступает на второй вход соответствующего сумматора по модулю два на два входа (14), на первый вход которого поступает сигнал со считывающего элемента СЭ, который корректируется (инвертируется) и проходит на выход преобразователя (17).
При выходе из строя любого другого СЭ коррекция результирующих выходных сигналов осуществляется аналогично.
3
3. Вышел из строя третий дополнительный СЭ, с которого формируются контрольные символы К. В макете кода Хемминга этот символ занимает четвертую позицию.
3
Проанализируем считанную со шкалы кодовую комбинацию на наличие ошибок. Допустим, была считана нулевая кодовая комбинация 1111000. ДСЭ в данной комбинации считывает вместо 0 (см. табл.6) единицу. Вычислим синдром. В нашем случае 1-ая проверка охватывает позиции 1, 3, 5, 7, следовательно, младший разряд синдрома
2-ая проверка охватывает позиции 2, 3, 6, 7, тогда второй разряд синдрома
3-ая проверка охватывает позиции 4, 5, 6, 7, и третий разряд синдрома
2
10
3
3
1
2
3
4
Таким образом, мы имеем синдром ошибки, равный 100=4, который указывает на № ошибочной позиции в коде Хемминга. Это, в свою очередь, свидетельствует о том, что не правильно работает ДСЭ, с которого формируются контрольные символы К. При синдроме ошибки, равном 100, на выходе сумматора 11 формируется сигнал соответствующий уровню логической единицы, а на выходах сумматоров 9 и 10 - сигналы соответствующие уровню логического нуля. Далее эти сигналы поступают на соответствующие входы дешифратора 12. При таком сочетании сигналов на его входе на его четвертом выходе формируется сигнал, соответствующий уровню логической единицы, который свидетельствует о наличии в работе преобразователя ошибки, причем на остальных его выходах формируются сигналы соответствующие уровню логического нуля. Сигналы, соответствующие уровню логического нуля с выходов дешифратора 3, 5, 6 и 7 поступают на вторые входы соответствующих сумматоров по модулю два на два входа (16-13), на первые входы которых поступают сигналы со считывающих элементов СЭ СЭ, СЭ, СЭ, которые без изменения проходят на выход преобразователя (17).
3
Сигнал на четвертом выходе дешифратора 12, соответствующий уровню логической единицы, свидетельствует о выходе из строя ДСЭ. Заметим, что выход из строя дополнительного СЭ не влияет негативно на работу преобразователя в целом.
При выходе из строя любого другого дополнительного СЭ анализ считываемых кодовых комбинаций рассматривается аналогично. Сигналы, свидетельствующие о выходе из строя дополнительных СЭ, получаемые с соответствующих выходов дешифратора 12, могут быть использованы при проведении профилактических работ или тестировании преобразователя.
Таким образом, заявляемый преобразователь проще прототипа и дает выигрыш по числу используемых дополнительных СЭ, который составляет от 1 до 7 СЭ в зависимости от разрядности преобразователя. За счет этого достигается задача, решаемая полезной моделью. Литература
1. Ожиганов А.А. Псевдослучайные кодовые шкалы // Приборостроение, 1987. Т.30. N.2. С.40-43.
2. Ожиганов А.А. Алгоритм размещения считывающих элементов на псевдослучайной кодовой шкале // Приборостроение, 1994. Т.37. N2. С.22-27.
3. Макуильямс Ф.Д., Слоан Н.Д. Псевдослучайные последовательности и таблицы // ТИИЭР. 1976. Т.64. N12. С.80-95.
4. Хемминг Р.В. Теория кодирования и теория информации: Пер. с англ. - М.: Радио и связь, 1983. - 176 с., ил.