Организация внешних запоминающих устройств
Создание циклического кода по задающему полиному методом порождающей матрицы, анализ полученных комбинаций. Кодограммы для оптического и магнитного внешнего запоминающего устройства. Построение принципиальной схемы кодирования и декодирования информации.
| Рубрика | Программирование, компьютеры и кибернетика |
| Вид | контрольная работа |
| Язык | русский |
| Дата добавления | 11.12.2014 |
| Размер файла | 263,8 K |
Отправить свою хорошую работу в базу знаний просто. Используйте форму, расположенную ниже
Студенты, аспиранты, молодые ученые, использующие базу знаний в своей учебе и работе, будут вам очень благодарны.
Размещено на http://www.allbest.ru/
Размещено на http://www.allbest.ru/
МИНОБРНАУКИ РФ
Государственное образовательное учреждение высшего профессионального образования
Пензенский государственный технологический университет
Кафедра ВМиС
КОНТРОЛЬНАЯ РАБОТА
Организация внешних запоминающих устройств
Пенза - 2014
Задание 1
Создать циклический код по задающему полиному методом порождающей матрицы. Провести анализ полученных комбинаций. Найти минимальное кодовое расстояние D0 для любых пяти соседних комбинаций полученного кода. Сделать вывод о корректирующих способностях кода.
Согласно варианту, задающий полином g(x) имеет вид: x4+x3+x+1.
Ему соответствует кодовая комбинация: 11011.
Степень полинома r=4. Общая длина слова n=8. Количество информационных разрядов k=4.
Первые 4 строки матрицы G(8,4) получим, циклически сдвигая исходную кодовую комбинацию 11011: 00011011, 00110110, 01101100, 11011000.
Суммируя по модулю 2 имеющиеся строки, получаем следующие:
G(8,4)=
Всего требуется 2k=24=16 комбинаций. Получаем остальные:
G(8,4)=
Проведем анализ полученных комбинаций. Для этого делим комбинации матрицы на задающий полином. Нулевой остаток будет говорить о том, что комбинация действительно принадлежит коду.
1)
|
0 |
0 |
0 |
1 |
1 |
0 |
1 |
1 |
1 |
1 |
0 |
1 |
1 |
||
|
1 |
1 |
0 |
1 |
1 |
1 |
|||||||||
|
0 |
0 |
0 |
0 |
0 |
2)
|
0 |
0 |
1 |
1 |
0 |
1 |
1 |
0 |
1 |
1 |
0 |
1 |
1 |
||
|
1 |
1 |
0 |
1 |
1 |
1 |
|||||||||
|
0 |
0 |
0 |
0 |
0 |
3)
|
0 |
1 |
1 |
0 |
1 |
1 |
0 |
0 |
1 |
1 |
0 |
1 |
1 |
||
|
1 |
1 |
0 |
1 |
1 |
1 |
|||||||||
|
0 |
0 |
0 |
0 |
0 |
4)
|
1 |
1 |
0 |
1 |
1 |
0 |
0 |
0 |
1 |
1 |
0 |
1 |
1 |
||
|
1 |
1 |
0 |
1 |
1 |
1 |
|||||||||
|
0 |
0 |
0 |
0 |
0 |
5)
|
0 |
0 |
1 |
0 |
1 |
1 |
0 |
1 |
1 |
1 |
0 |
1 |
1 |
||
|
1 |
1 |
0 |
1 |
1 |
1 |
1 |
||||||||
|
0 |
1 |
1 |
0 |
1 |
1 |
|||||||||
|
1 |
1 |
0 |
1 |
1 |
||||||||||
|
0 |
0 |
0 |
0 |
0 |
6)
|
0 |
1 |
1 |
1 |
0 |
1 |
1 |
1 |
1 |
1 |
0 |
1 |
1 |
||
|
1 |
1 |
0 |
1 |
1 |
1 |
0 |
1 |
|||||||
|
0 |
1 |
1 |
0 |
1 |
1 |
|||||||||
|
1 |
1 |
0 |
1 |
1 |
||||||||||
|
0 |
0 |
0 |
0 |
0 |
7)
|
1 |
1 |
0 |
0 |
0 |
0 |
1 |
1 |
1 |
1 |
0 |
1 |
1 |
||
|
1 |
1 |
0 |
1 |
1 |
1 |
0 |
0 |
1 |
||||||
|
0 |
1 |
1 |
0 |
1 |
1 |
|||||||||
|
1 |
1 |
0 |
1 |
1 |
||||||||||
|
0 |
0 |
0 |
0 |
0 |
8)
|
0 |
1 |
0 |
1 |
1 |
0 |
1 |
0 |
1 |
1 |
0 |
1 |
1 |
||
|
1 |
1 |
0 |
1 |
1 |
1 |
1 |
||||||||
|
1 |
1 |
0 |
1 |
1 |
||||||||||
|
1 |
1 |
0 |
1 |
1 |
||||||||||
|
0 |
0 |
0 |
0 |
0 |
9)
|
1 |
1 |
1 |
0 |
1 |
1 |
1 |
0 |
1 |
1 |
0 |
1 |
1 |
||
|
1 |
1 |
0 |
1 |
1 |
1 |
0 |
1 |
|||||||
|
1 |
1 |
0 |
1 |
1 |
||||||||||
|
1 |
1 |
0 |
1 |
1 |
||||||||||
|
0 |
0 |
0 |
0 |
0 |
10)
|
1 |
0 |
1 |
1 |
0 |
1 |
0 |
0 |
1 |
1 |
0 |
1 |
1 |
||
|
1 |
1 |
0 |
1 |
1 |
1 |
1 |
0 |
0 |
||||||
|
1 |
1 |
0 |
1 |
1 |
||||||||||
|
1 |
1 |
0 |
1 |
1 |
||||||||||
|
0 |
0 |
0 |
0 |
0 |
11)
|
0 |
1 |
0 |
0 |
0 |
0 |
0 |
1 |
1 |
1 |
0 |
1 |
1 |
||
|
1 |
1 |
0 |
1 |
1 |
1 |
1 |
1 |
|||||||
|
1 |
0 |
1 |
1 |
0 |
||||||||||
|
1 |
1 |
0 |
1 |
1 |
||||||||||
|
1 |
1 |
0 |
1 |
1 |
||||||||||
|
1 |
1 |
0 |
1 |
1 |
||||||||||
|
0 |
0 |
0 |
0 |
0 |
12)
|
1 |
1 |
1 |
1 |
0 |
1 |
0 |
1 |
1 |
1 |
0 |
1 |
1 |
||
|
1 |
1 |
0 |
1 |
1 |
1 |
0 |
1 |
1 |
||||||
|
1 |
0 |
1 |
1 |
0 |
||||||||||
|
1 |
1 |
0 |
1 |
1 |
||||||||||
|
1 |
1 |
0 |
1 |
1 |
||||||||||
|
1 |
1 |
0 |
1 |
1 |
||||||||||
|
0 |
0 |
0 |
0 |
0 |
13)
|
1 |
0 |
1 |
0 |
1 |
1 |
1 |
1 |
1 |
1 |
0 |
1 |
1 |
||
|
1 |
1 |
0 |
1 |
1 |
1 |
1 |
0 |
1 |
||||||
|
1 |
1 |
1 |
0 |
1 |
||||||||||
|
1 |
1 |
0 |
1 |
1 |
||||||||||
|
1 |
1 |
0 |
1 |
1 |
||||||||||
|
1 |
1 |
0 |
1 |
1 |
||||||||||
|
0 |
0 |
0 |
0 |
0 |
14)
|
1 |
0 |
0 |
0 |
0 |
0 |
1 |
0 |
1 |
1 |
0 |
1 |
1 |
||
|
1 |
1 |
0 |
1 |
1 |
1 |
1 |
1 |
0 |
||||||
|
1 |
0 |
1 |
0 |
0 |
||||||||||
|
1 |
1 |
0 |
1 |
1 |
||||||||||
|
1 |
1 |
0 |
1 |
1 |
||||||||||
|
1 |
1 |
0 |
1 |
1 |
||||||||||
|
0 |
0 |
0 |
0 |
0 |
0 |
15)
|
1 |
0 |
0 |
1 |
1 |
0 |
0 |
1 |
1 |
1 |
0 |
1 |
1 |
||
|
1 |
1 |
0 |
1 |
1 |
1 |
1 |
1 |
1 |
||||||
|
1 |
0 |
0 |
0 |
0 |
||||||||||
|
1 |
1 |
0 |
1 |
1 |
||||||||||
|
1 |
0 |
1 |
1 |
0 |
||||||||||
|
1 |
1 |
0 |
1 |
1 |
||||||||||
|
1 |
1 |
0 |
1 |
1 |
||||||||||
|
1 |
1 |
0 |
1 |
1 |
||||||||||
|
0 |
0 |
0 |
0 |
0 |
16)
|
1 |
0 |
1 |
1 |
0 |
0 |
0 |
1 |
1 |
1 |
0 |
1 |
1 |
||
|
1 |
1 |
0 |
1 |
1 |
1 |
1 |
0 |
0 |
||||||
|
1 |
1 |
0 |
1 |
0 |
||||||||||
|
1 |
1 |
0 |
1 |
1 |
||||||||||
|
0 |
0 |
0 |
1 |
0 |
1 |
В 16) получили ненулевой остаток, следовательно, комбинация 10110001, полученная дальнейшим циклическим сдвигом начальной комбинации 11011, не принадлежит данному циклическому коду (так же получается и с комбинациями 01100011, 11000110, 10001101, полученными дальнейшим циклическим сдвигом). То есть, наша матрица будет иметь вид:
G(8,4)=
Находим минимальное кодовое расстояние для любых 5ти соседних комбинаций. Берем комбинации 00011011, 00110110, 01101100, 11011000, 00101101. Их сумма по модулю 2 составит 10110100. Следовательно, минимальное кодовое расстояние D0=4, то есть код имеет корректирующие способности и может исправлять ошибки.
код полином внешний запоминающий
Задание 2
Создать систематический ЦК по задающему полиному. Закодировать любые 2 комбинации ЦК по методу ЧМ. Изобразить кодограммы комбинаций для оптического и магнитного ВЗУ. Составить таблицу полиномов и синдромов одиночных ошибок для полученного ЦК.
Согласно варианту, задающий полином g(x) имеет вид: x4+x3+x+1=11011.
Степень полинома r=4. Общая длина слова n=8. Количество информационных разрядов k=4.
Исходными комбинациями являются все k-разрядные двоичные комбинации:
|
0000 |
0100 |
1000 |
1100 |
|
|
0001 |
0101 |
1001 |
1101 |
|
|
0010 |
0110 |
1010 |
1110 |
|
|
0011 |
0111 |
1011 |
1111 |
Каждую k-разрядную комбинацию умножим на xn-k=x4, что эквивалентно сдвигу комбинации влево:
|
0000 0000 |
0100 0000 |
1000 0000 |
1100 0000 |
|
|
0001 0000 |
0101 0000 |
1001 0000 |
1101 0000 |
|
|
0010 0000 |
0110 0000 |
1010 0000 |
1110 0000 |
|
|
0011 0000 |
0111 0000 |
1011 0000 |
1111 0000 |
Теперь каждую полученную комбинацию разделим на заданный полином.
Полученный остаток от деления прибавим к делимому - результат будет являться комбинацией ЦК.
|
Исходная комбинация |
Остаток от деления |
Искомая комбинация |
|
|
0000 0000 |
0 |
0000 0000 - не прин. ЦК |
|
|
0001 0000 |
0000 1011 |
0001 1011 |
|
|
0010 0000 |
0000 1101 |
0010 1101 |
|
|
0011 0000 |
0000 0110 |
0011 0110 |
|
|
0100 0000 |
0000 0001 |
0100 0001 |
|
|
0101 0000 |
0000 1010 |
0101 1010 |
|
|
0110 0000 |
0000 1100 |
0110 1100 |
|
|
0111 0000 |
0000 0111 |
0111 0111 |
|
|
1000 0000 |
0000 0010 |
1000 0010 |
|
|
1001 0000 |
0000 1001 |
1001 1001 |
|
|
1010 0000 |
0000 1111 |
1010 1111 |
|
|
1011 0000 |
0000 0100 |
1011 0100 |
|
|
1100 0000 |
0000 0011 |
1100 0011 |
|
|
1101 0000 |
0000 1000 |
1101 1000 |
|
|
1110 0000 |
0000 1110 |
1110 1110 |
|
|
1111 0000 |
0000 0101 |
1111 0101 |
ЦК имеет вид:
|
0001 1011 |
|
|
0010 1101 |
|
|
0011 0110 |
|
|
0100 0001 |
|
|
0101 1010 |
|
|
0110 1100 |
|
|
0111 0111 |
|
|
1000 0010 |
|
|
1001 1001 |
|
|
1010 1111 |
|
|
1011 0100 |
|
|
1100 0011 |
|
|
1101 1000 |
|
|
1110 1110 |
|
|
1111 0101 |
Составим таблицу полиномов и синдромов. Чтобы получить синдром ошибки, делим полином ошибки на задающий полином (например, делим х0=00000001 на 11011, получаем остаток 1 - это и будет синдром ошибки):
|
Полином ошибки |
Синдром ошибки |
|
|
х0=0000 0001 |
1 |
|
|
х1=0000 0010 |
10 |
|
|
х2=0000 0100 |
100 |
|
|
х3=0000 1000 |
1000 |
|
|
х4=0001 0000 |
1011 |
|
|
х5=0010 0000 |
1101 |
|
|
х6=0100 0000 |
1 |
|
|
х7=1000 0000 |
10 |
Кодируем комбинацию 01011010 по методу ЧМ:
Кодируем комбинацию 01000001 по методу ЧМ:
|
0 |
1 |
0 |
0 |
0 |
0 |
0 |
1 |
|||||||||
|
1 |
0 |
1 |
1 |
1 |
0 |
1 |
0 |
1 |
0 |
1 |
0 |
1 |
0 |
1 |
1 |
Задание 3
Построить структурную и принципиальную схему многотактного фильтра для заданного полинома. Построить таблицу прохождения кодовой комбинации через фильтр. Сделать вывод.
Согласно варианту, задающий полином g(x) имеет вид: x4+x3+x+1.
Число разрядов регистра соответствует степени полинома r=4.
Число сумматоров по модулю 2 равно числу ненулевых элементов, уменьшенному на 1: 4-1=3.
Составляем структурную схему:
Размещено на http://www.allbest.ru/
Размещено на http://www.allbest.ru/
По заданной структурной схеме построим принципиальную схему:
Составляем таблицу прохода комбинации 11000011:
|
№ такта |
Вход |
Содержимое разрядов регистра |
Выход |
||||
|
М1 |
М2 |
М3 |
М4 |
||||
|
0 |
11000011 |
0 |
0 |
0 |
0 |
“---” |
|
|
1 |
1100001 |
1 |
0 |
0 |
0 |
0 |
|
|
2 |
110000 |
1 |
1 |
0 |
0 |
0 |
|
|
3 |
11000 |
0 |
1 |
1 |
0 |
0 |
|
|
4 |
1100 |
0 |
0 |
1 |
1 |
0 |
|
|
5 |
110 |
1 |
1 |
0 |
0 |
1 |
|
|
6 |
11 |
0 |
1 |
1 |
0 |
0 |
|
|
7 |
1 |
1 |
0 |
1 |
1 |
0 |
|
|
8 |
“---” |
0 |
0 |
0 |
0 |
1 |
На выходе получили результат деления кодовой комбинации 11000011 на задающий полином 11011: 1001.
Задание 4
Провести синтез кода Хемминга для закодированных комбинаций. Построить принципиальную схему кодирования и декодирования информации.
Для синтеза кода Хемминга построим таблицу. Столбцы k3(x4), k2(x2), и k1(x1) - это контрольные разряды, они считаются следующим образом:
k3(x4)=х5х6х7; k2(x2)=х3х6х7;k1(x1)=х3х5х7
Столбцы у0, у1, и у2 - это разряды корректирующего числа, они считаются следующим образом:
у2= х4х5х6х7; у1= х2х3х6х7;у0= х1х3х5х7
|
х7 |
х6 |
х5 |
k3(x4) |
x3 |
k2(x2) |
k1(x1) |
y0 |
y1 |
y2 |
|
|
0 |
0 |
0 |
0 |
0 |
0 |
0 |
0 |
0 |
0 |
|
|
0 |
0 |
0 |
0 |
1 |
1 |
1 |
0 |
0 |
0 |
|
|
0 |
0 |
1 |
1 |
0 |
0 |
1 |
0 |
0 |
0 |
|
|
0 |
0 |
1 |
1 |
1 |
1 |
0 |
0 |
0 |
0 |
|
|
0 |
1 |
0 |
1 |
0 |
1 |
0 |
0 |
0 |
0 |
|
|
0 |
1 |
0 |
1 |
1 |
0 |
1 |
0 |
0 |
0 |
|
|
0 |
1 |
1 |
0 |
0 |
1 |
1 |
0 |
0 |
0 |
|
|
0 |
1 |
1 |
0 |
1 |
0 |
0 |
0 |
0 |
0 |
|
|
1 |
0 |
0 |
1 |
0 |
1 |
1 |
0 |
0 |
0 |
|
|
1 |
0 |
0 |
1 |
1 |
0 |
0 |
0 |
0 |
0 |
|
|
1 |
0 |
1 |
0 |
0 |
1 |
0 |
0 |
0 |
0 |
|
|
1 |
0 |
1 |
0 |
1 |
0 |
1 |
0 |
0 |
0 |
|
|
1 |
1 |
0 |
0 |
0 |
0 |
1 |
0 |
0 |
0 |
|
|
1 |
1 |
0 |
0 |
1 |
1 |
0 |
0 |
0 |
0 |
|
|
1 |
1 |
1 |
1 |
0 |
0 |
0 |
0 |
0 |
0 |
|
|
1 |
1 |
1 |
1 |
1 |
1 |
1 |
0 |
0 |
0 |
Принудительно введем ошибку в любую комбинацию: 1001100 -> 1101100.
Подсчитываем корректирующее число: y0 = 0, y1 = 1, y2 = 1. Получили 1102 =610, следовательно, ошибка в 6м разряде: 1101100; исправляем и получаем 1001100.
Строим принципиальную схему кодирования-декодирования информации:
Размещено на Allbest.ru
Подобные документы
Анализ способов кодирования информации. Разработка устройства кодирования (кодера) информации методом Хемминга. Реализация кодера–декодера на базе ИМС К555ВЖ1. Разработка стенда контроля передаваемой информации, принципиальная схема устройства.
дипломная работа [602,9 K], добавлен 30.08.2010Генерация порождающего полинома для циклического кода. Преобразование порождающей матрицы в проверочную и обратно. Расчет кодового расстояния для линейного блокового кода. Генерация таблицы зависимости векторов ошибок от синдрома для двоичных кодов.
доклад [12,6 K], добавлен 11.11.2010Иерархия запоминающих устройств ЭВМ. Микросхемы и системы памяти. Оперативные запоминающие устройства. Принцип работы запоминающего устройства. Предельно допустимые режимы эксплуатации. Увеличение объема памяти, разрядности и числа хранимых слов.
курсовая работа [882,6 K], добавлен 14.12.2012Определение понятий кода, кодирования и декодирования, виды, правила и задачи кодирования. Применение теорем Шеннона в теории связи. Классификация, параметры и построение помехоустойчивых кодов. Методы передачи кодов. Пример построения кода Шеннона.
курсовая работа [212,6 K], добавлен 25.02.2009Расчет статического модуля оперативной памяти и накопителя. Построение принципиальной схемы и временной диаграммы модуля оперативного запоминающего устройства. Проектирование арифметико-логического устройства для деления чисел с фиксированной точкой.
курсовая работа [3,2 M], добавлен 13.06.2015Определение среднего количества информации. Зависимость между символами матрицы условных вероятностей. Кодирование методом Шеннона–Фано. Пропускная способность канала связи. Эффективность кодирования сообщений методом Д. Хаффмана, характеристика кода.
контрольная работа [94,6 K], добавлен 04.05.2015Принципы защиты от ошибок информации при ее передаче по каналам связи. Блоковые коды и методы их декодирования. Построение линейных блочных аддитивных алгебраических кодов и принципы их декодирования синдромным методом. Основные возможности SciLab.
курсовая работа [394,4 K], добавлен 17.05.2012Изучение сущности циклических кодов - семейства помехоустойчивых кодов, включающих в себя одну из разновидностей кодов Хэмминга. Основные понятия и определения. Методы построения порождающей матрицы циклического кода. Понятие открытой системы. Модель OSI.
контрольная работа [99,5 K], добавлен 25.01.2011Разработка кодера и декодера кода Рида-Соломона. Общая характеристика структурных схем кодека циклического РС-кода. Синтез кодирующего и декодирующего устройства. Проектирование структурной, функциональной и принципиальной схемы кодера и декодера.
курсовая работа [937,5 K], добавлен 24.03.2013Применение цифровых микросхем для вычисления, управления и обработки информации. Назначение микропроцессора и устройств микропроцессорной системы, их структурная и принципиальная схемы. Системная шина процессора и распределение адресного пространства.
курсовая работа [1,5 M], добавлен 29.02.2012
