Книжный каталог

А. Н. Мальчуков Разработка структуры быстродействующего декодера БЧХ-кода (15, 7, 5) на основе метода циклического декодирования

Перейти в магазин

Сравнить цены

Описание

Авторами приведено общее описание метода циклического декодирования БЧХ-кода. Представлена структура декодера БЧХ-кода (15, 7, 5), исправляющего двукратные независимые ошибки на основе метода циклического декодирования с применением классического алгоритма деления полиномов и последовательного вычисления синдромов ошибок. Приведена схема классического алгоритма, реализованного на регистрах сдвига с линейной обратной связью. Указаны недостатки приведенной структуры, а также пути их устранения. Представлена структура быстродействующего декодера БЧХ-кода с применением матричного алгоритма деления полиномов и параллельным вычислением синдромов ошибок. Описан принцип матричного деления, применяемого для ускорения вычисления остатков от деления кодового слова на образующий полином. Проведено сравнение быстродействия устройств декодирования, на основе которого можно сделать вывод о преимуществе предлагаемого устройства по скорости декодирования примерно в 1182 раза.

Характеристики

  • Форматы

Сравнить Цены

Предложения интернет-магазинов
А. Н. Мальчуков Разработка структуры быстродействующего декодера БЧХ-кода (15, 7, 5) на основе метода циклического декодирования А. Н. Мальчуков Разработка структуры быстродействующего декодера БЧХ-кода (15, 7, 5) на основе метода циклического декодирования 152 р. litres.ru В магазин >>
В. Н. Бугорский Графоаналитические модели в оценке структуры информационной системы предприятия В. Н. Бугорский Графоаналитические модели в оценке структуры информационной системы предприятия 79.9 р. litres.ru В магазин >>
А. В. Еременко Генерация криптографических ключей на основе голосовых сообщений А. В. Еременко Генерация криптографических ключей на основе голосовых сообщений 152 р. litres.ru В магазин >>
Тимур Машнин Eclipse: разработка RCP-, Web-, Ajax– и Android-приложений на Java Тимур Машнин Eclipse: разработка RCP-, Web-, Ajax– и Android-приложений на Java 231 р. litres.ru В магазин >>
А. Б. Золотов, П. А. Акимов, В. Н. Сидоров, М. Д. Мозгалева Дискретно-континуальный метод конечных элементов. Приложения в строительстве А. Б. Золотов, П. А. Акимов, В. Н. Сидоров, М. Д. Мозгалева Дискретно-континуальный метод конечных элементов. Приложения в строительстве 1239 р. ozon.ru В магазин >>
Ю. В. Сачков Научный метод. Вопросы и развитие Ю. В. Сачков Научный метод. Вопросы и развитие 329 р. ozon.ru В магазин >>
А. Н. Полилов, Н. А. Татусь Биомеханика прочности волокнистых композитов А. Н. Полилов, Н. А. Татусь Биомеханика прочности волокнистых композитов 769 р. ozon.ru В магазин >>

Статьи, обзоры книги, новости

Разработка структуры быстродействующего декодера БЧХ-кода на основе метода циклического декодирования скачать fb2, rtf, epub, pdf, txt книгу А

Разработка структуры быстродействующего декодера БЧХ-кода на основе метода циклического декодирования О книге "Разработка структуры быстродействующего декодера БЧХ-кода на основе метода циклического декодирования"

Авторами приведено общее описание метода циклического декодирования БЧХ-кода. Представлена структура декодера БЧХ-кода (15, 7, 5), исправляющего двукратные независимые ошибки на основе метода циклического декодирования с применением классического алгоритма деления полиномов и последовательного вычисления синдромов ошибок. Приведена схема классического алгоритма, реализованного на регистрах сдвига с линейной обратной связью. Указаны недостатки приведенной структуры, а также пути их устранения. Представлена структура быстродействующего декодера БЧХ-кода с применением матричного алгоритма деления полиномов и параллельным вычислением синдромов ошибок. Описан принцип матричного деления, применяемого для ускорения вычисления остатков от деления кодового слова на образующий полином. Проведено сравнение быстродействия устройств декодирования, на основе которого можно сделать вывод о преимуществе предлагаемого устройства по скорости декодирования примерно в 1182 раза.

Произведение относится к жанру Программы. Оно было опубликовано в 2017 году издательством Синергия. Книга входит в серию "Прикладная информатика. Научные статьи". На нашем сайте можно скачать книгу "Разработка структуры быстродействующего декодера БЧХ-кода на основе метода циклического декодирования" в формате fb2, rtf, epub, pdf, txt или читать онлайн. Здесь так же можно перед прочтением обратиться к отзывам читателей, уже знакомых с книгой, и узнать их мнение. В интернет-магазине нашего партнера вы можете купить и прочитать книгу в бумажном варианте.

Источник:

avidreaders.ru

А. Н. Мальчуков Разработка структуры быстродействующего декодера БЧХ-кода (15, 7, 5) на основе метода циклического декодирования

А. Н. Мальчуков Разработка структуры быстродействующего декодера БЧХ-кода (15, 7, 5) на основе метода циклического декодирования

7.1.3. Декодеры циклических кодов

Если кодеры обычно относительно просты и однотипны, то декодеры, как правило, гораздо сложнее кодеров и их структура сильно зависит от используемых кодов. В этом разделе сначала рассматриваются простейшие декодеры, а именно декодеры кодов, обнаруживающих ошибки. Далее рассматриваются декодеры БХЧ-кодов, декодеры для кодов, допускающих пороговое декодирование, декодеры для кодов, исправляющих пачки ошибок, и некоторые другие декодеры.

а) Декодеры, обнаруживающие ошибки. Декодер этого типа состоит обычно из буферного регистра, предназначенного для хранения принятого кодового слова, и схемы деления принятого слова на порождающий многочлен кода Если полученный в результате деления остаток равен нулю, то считается, что ошибок при передаче не было.

Фиг. 7.10. Декодер, обнаруживающий ошибки.

В противном случае, т. е. если хотя бы один из коэффициентов остатка отличен от нуля, принимается решение о том, что произошла ошибка при передаче; при этом прием прекращается и на передающую сторону посылается запрос на повторную передачу этого кодового слова. В показанном на фиг. 7.10 декодере принятое кодовое слово одновременно вводится в буферный регистр и изображенную под регистром схему деления многочленов. После введения принятого слова в схему деления в регистре сдвига последней оказывается остаток от деления принятого слова на порождающий многочлен кода; в зависимости от того, равен ли остаток нулю или нет, принимается решение об отсутствии или наличии ошибок в принятом слове.

Эта схема обнаружения ошибок очень проста, и устройства обнаружения ошибок с этой схемой широко используются в реальных системах. Следует заметить, что при использовании этой схемы необходим канал обратной связи, буферное запоминающее устройство для хранения данных и ряд других устройств.

б) Декодер БЧХ-кода. Как уже указывалось выше, БЧХ-коды могут иметь достаточно большое кодовое расстояние.

Однако их техническая реализация оказывается сравнительно сложной.

Алгоритм декодирования БЧХ-кода включает следующие пять операций:

I. Вычисление синдрома.

II. Вычисление многочлена, имеющего своими корнями локаторы ошибок.

III. Нахождение корней этого многочлена.

IV. Вычисление значений ошибок (в двоичном случае эта операция не нужна).

V. Исправление ошибок.

В двоичном случае операции III и V могут выполняться одновременно с помощью описанного ниже алгоритма Ченя.

Фиг. 7.11. Схема для вычисления

При декодировании БЧХ-кодов сначала находится синдром; эта операция может быть реализована с помощью схемы, осуществляющей вычисления в поле Галуа. Чтобы найти синдром, необходимо для принятого слова

вычислить его значение в некоторых точках Эту операцию можно выполнить посредством следующей последовательной схемы.

Рассмотрим схему вычисления синдрома для кода, корни порождающего многочлена которого лежат в поле . Сначала рассмотрим схему вычисления Пусть а — примитивный элемент поля являющийся корнем многочлена Если в крайний левый разряд регистра схемы, изображенной на фиг. 7.11, ввести символ 1 и начать его сдвигать, то, как легко проверить, благодаря цепи обратной связи в разрядах регистра последовательно будут формироваться двоичные представления Таким образом, чтобы вычислить

в рассмотренную схему следует последовательно ввести символы

Далее рассмотрим случай, когда На фиг. 7.12 приведен пример схемы вычисления с помощью регистра сдвига с четырьмя разрядами [а — примитивный элемент поля

GF(2^4)]. Так как, согласно таблице умножения в поле

Фиг. 7.12. Схема для вычисления .

Если обозначить через соответственно коэффициенты векторного представления элемента поля после умножения последнего на то будем иметь

Эти суммы могут быть вычислены с помощью изображенной на фиг. 7.12 схемы, представляющей собой регистр сдвига с обратной связью. Таким образом, если ввести последовательно в этот регистр символы принятой последовательности то в результате в регистре окажется При использовании этой схемы вычисление синдрома кончается в тот момент, когда завершается прием слова.

После того как синдром вычислен, следующей операцией при декодировании БЧХ-кодов является нахождение многочлена, корнями которого являются локаторы ошибок. Эта операция является наиболее сложной при технической реализации. При использовании для этой цели как алгоритма Питерсона,

так и предложенного позже алгоритма Берлекэмпа — Месси при большом числе исправляемых ошибок достаточно простого устройства, реализующего эту операцию, построить не удается. В то же время как в том, так и другом случаях математически сложные расчеты могут быть относительно легко выполнены программными методами. Поэтому использование постоянных и полупостоянных памятей и других подобных устройств для построения специализированных вычислительных устройств, предназначенных для декодирования БЧХ-кодов, позволяет снизить стоимость и упростить структуру декодеров.

Однако, когда скорость передачи информации велика, быстродействие универсальной вычислительной машины может оказаться недостаточным для выполнения декодирования поступающих слов. В этих случаях для реализации декодирования часто применяются специализированные устройства. Вопрос о том, какой из алгоритмов — Питерсона или Берлекэмпа — Месси — в этом случае лучше, должен в каждом конкретном случае исследоваться специально.

Как уже указывалось выше, вычисление синдрома осуществляется параллельно с приемом слова и завершается после ввода последнего в буферный регистр. Как будет показано ниже, определение положения ошибок при использовании алгоритма Ченя выполняется при считывании принятого слова из буфера. Такйм образом, нахождение многочлена, корнями которого являются локаторы ошибок, должно выполняться независимо от приема переданного слова и считывания последнего из буфера. Поэтому к быстроте выполнения этой операции, а именно времени вычисления многочлена локаторов ошибок, предъявляются повышенные требования.

Если число исправляемых ошибок невелико, коэффициенты многочлена локаторов ошибок сравнительно просто определить, выразив их через символы синдрома и подставив в полученные формулы конкретные значения символов синдрома. При этом соответствующие схемы оказываются не очень сложными.

корнями которого являются локаторы ошибок, найден, то непосредственное исправление ошибок можно осуществить, например, воспользовавшись следующим алгоритмом Ченя. Предположим, что при передаче кодового слова БЧХ-кода произошло ошибок. Тогда, если компонента принятого слова является ошибочной, то

Тогда, как легко видеть, имеют место следующие равенства:

С помощью схемы, показанной на фиг. 7.13, для каждого можно вычислить сумму Если эта сумма равно 0, то, как следует из формулы (7.11), компонента принятого кодового слова содержит ошибку.

Фиг. 7.13. Схема, реализующая алгоритм Ченя.

Сначала в регистр схемы, изображенной на фиг. 7.13, помещаются символы . Далее эти символы умножаются соответственно на а и проверяется справедливость равенства или равенства Затем содержимое ячеек регистра вновь умножается на а и находится Точно так же находятся и остальные ошибки.

в) Реализация кодов, допускающих мажоритарное декодирование. Как указывалось в предыдущем разделе, техническая реализация БХЧ-кодов, исправляющих большое число ошибок, оказывается сложной. Коды, допускающие мажоритарное декодирование, вообще говоря, имеют несколько худшие корректирующие способности, чем БХЧ-коды, но для них можно

построить простые декодирующие устройства. Заметим, что эти коды также являются циклическими. Поэтому будем считать, что в принятой последовательности символы являются информационными, а символы проверочными. При декодировании таких кодов удобно вначале вычислять составные проверки, ортогональные относительно шумового символа воздействующего на принятый символ При этом декодирование происходит следующим образом:

Шаг 1. Вычисляется синдром.

Шаг 2. По символам синдрома строятся составных проверок, ортогональных относительно полученные составных проверок подаются на входы мажоритарного элемента. Эта операция повторяется раз, и если выход последнего мажоритарного элемента оказывается равным 1, то декодер принимает решение о том, что в первом символе принятой последовательности содержится ошибка. Если же выход последнего мажоритарного элемента равен 0, то декодер принимает решение о том, что первый символ принятой последовательности является правильным.

Шаг 3. Первый символ принятой последовательности считывается из буфера и складывается по модулю 2 с выходным символом последнего мажоритарного элемента; этим завершается исправление ошибки в первом символе.

Шаг 4. Осуществляется сдвиг синдрома и буферного регистра. На этом шаге необходимо устранить воздействие на синдром. Если обозначить шумовую последовательность через сумму членов степени и менее через то синдром можно представить в виде

(здесь остаток выражения, стоящего в квадратных скобках). Следовательно, воздействие на синдром можно устранить, сложив синдром с многочленом

представляющим собой остаток от деления на Эту операцию называют коррекцией синдрома. После коррекции синдрома в регистре синдрома содержится синдром принятой последовательности, сдвинутой на один символ.

Шаг 5. Новый синдром, полученный на шаге 4, используется для декодирования 2-го символа принятой последовательности. Вновь выполняя операции 2, 3 и 4, можно декодировать 2-й символ принятой последовательности точно так же, как и 1-й символ.

(кликните для просмотра скана)

Шаг 6. Точно так же декодер осуществляет декодирование остальных символов принятой последовательности.

Блок-схема декодера, осуществляющего декодирование принятой последовательности описанным выше образом, приведена на фиг. 7.14. Изображенный на фиг. 7.14 декодер называют декодером типа На фиг. 7.15 показан декодер типа I циклического кода с порождающим многочленом получающегося из совершенного разностного множества.

Еще один споособ декодирования рассматриваемых кодов можно получить, построив составные проверки на основе проверочной матрицы кода Обозначим здесь через

элементы пространства строк проверочной матрицы а черео

соответственно передаваемый кодовый вектор, вектор ошибок и принятый вектор. Скалярное произведение имеет вид:

Так как , то

или, что то же самое,

Как видно, отыскание составных проверок, ортогональных относительно эквивалентно отысканию векторов в пространстве строк матрицы элементы строк равны 1, и строки таковы, что ни при каком среди элементов нет двух единиц. Согласно формуле (7.15), в качестве составных проверок, ортогональных относительно можно взять следующие проверки:

составных проверок представляют собой сумм принятых символов. Векторы показывают, какие из принятых символов нужно сложить, чтобы получить проверки

Декодер, осуществляющий декодирование на основе описанных выше составных проверок, называют декодером типа II. Декодер типа II в общем виде изображен на фиг. 7.16 и функционирует следующим образом:

Шаг 1. Вентиль 1 открыт, вентиль 2 закрыт, и принятая последовательность вводится в буферный регистр. После ввода принятой последовательности вентиль 1 закрывается, а вентиль 2 открывается.

Фиг. 7.16. Мажоритарный декодер типа II в общем случае

Шаг 2. Строятся составные проверки, ортогональные относительно или совокупности символов, содержащих Для этого определенные принятые символы подаются на входы сумматоров по модулю 2.

Шаг составных проверок подаются на входы мажоритарных элементов 1-й ступени. Символы с выходов мажоритарных элементов 1-й ступени подаются на входы мажоритарных элементов 2-й ступени и т.д. Символ с выхода мажоритарного элемента ступени складывается по модулю 2 с первым принятым символом считываемым из буферного регистра, и таким образом исправление ошибки в завершается,

Шаг 4. После выполнения шага 3 содержимое буферного регистра сдвигается на один символ вправо. При этом 2-й принятый символ переходит на место 1-го принятого символа и декодируется точно так же, как и 1-й принятый символ.

Шаг 5. Повторяя указанные выше операции 2, 3 и 4, декодер точно так же декодирует остальные принятые символы.

После окончания декодирования всех принятых символов в буферном регистре содержится кодовый вектор и на входы мажоритарных элементов подаются символы 0.

В качестве примера декодера типа II рассмотрим декодер кода над с параметрами ортогонализируемого в два шага. Этот код задается нуль-матрицей (проверочной матрицей), в качестве которой берется матрица инцидентности строками которой являются в свою очередь всевозможные циклические сдвиги последовательности коэффициентов многочлена 4

Заметим, что каждой строке матрицы соответствует одно из 15 проективных пространств содержащихся в :

Среди подпространств существуют три подпространства содержащие элемент соответствующий Гц. Следовательно, строками

матрицы ортогональными относительно являются 10, 13 и 14-я строки. Кроме того, 5, 11 и 13-я строки матрицы ортогональны относительно и 11-я строки ортогональны относительно Вычисляя следующие три суммы по модулю 2, в каждую из которых входит по 7 символов:

и подавая их на вход порогового элемента с порогом 2, получаем составную проверку, ортогональную относительно Вычисляя суммы

получаем составную проверку, ортогональную относительно Аналогично, вычисляя суммы

получаем составную проверку, ортогональную относительно Если выходы этих трех пороговых элементов подать на вход четвертого порогового элемента, порог которого также равен 2, то на выходе последнего порогового элемента получим проверку, ортогональную относительно Схема декодера, выполняющего описанные выше операции, приведена на фиг. 7.17.

г) Декодирование циклических кодов, исправляющих пачки ошибок. Как циклические коды, так и укороченные циклические коды, предложенные Касами и другими авторами для исправления пачек ошибок, задаются либо порождающим многочленом либо порождающим многочленом получающимся перемежением с шагом

Декодирование таких кодов, исправляющих пачки ошибок, осуществляется следующим образом. Предположим, что корректируемая пачка ошибок длины возникла в проверочных символах кодового слова. Пусть -многочлен, описывающий конфигурацию данной пачки ошибок, а и - многочлены ошибок, соответствующие соответственно

информационным и проверочным символам кодового слова. Выше предполагалось, что

Разделив на синдром можно представить в следующем виде:

где остаток, получающийся в результате деления, указанного в квадратных скобках.

Фиг. 7.17. Мажоритарный декодер типа II проективно-геометрического кода.

Таким образом, в данном случае пачка ошибок может быть исправлена путем простого сложения синдрома с принятой последовательностью. Далее рассмотрим случай, когда многочлен описывающий конфигурацию пачки ошибок, не совпадает с многочленом ошибок Предположим, что получается -кратным циклическим сдвигом из т. е. Воспользуемся здесь следующей теоремой.

Теорема 7.1. Синдром последовательности, получающейся -кратным циклическим сдвигом принятого кодового слова

заданной длины является -кратным циклическим сдвигом синдрома принятого кодового слова.

Доказательство. Пусть синдром последовательности длины Тогда

Пусть -многочлен, представляющий последовательность, получающуюся в результате -кратного циклического сдвига в сторону высших разрядов. Синдром этого многочлена имеет следующий вид:

Заметим, что представляет собой синдром последовательности циклически сдвинутый на символов влево.

Фиг. 7.18. Декодер кода, исправляющего пачки ошибок.

Следовательно, если в регистре схемы, предназначенной для вычисления синдрома, получен синдром то для нахождения достаточно просто циклически сдвинуть содержимое этого регистра на символов.

Таким образом, как следует из этой теоремы, для исправления пачки ошибок синдром, содержащийся в регистре генератора синдрома, необходимо циклически сдвинуть на символов и далее сложить с циклически сдвинутой на столько же символов принятой последовательностью.

Декодер кода, исправляющего пачки ошибок описанным выше образом, показан на фиг. 7.18. Элемент ИЛИ-НЕ этого декодера имеет входов, на которые подаются символы с выходов регистра синдрома. Если все эти символы равны нулю, то это означает, что младших разрядов синдрома представляют собой пачку ошибок длины или менее, которая может быть исправлена. В этом случае цепь обратной связи регистра синдрома с помощью вентиля разрывается, принятая последовательность, сдвинутая циклически на нужное число символов, складывается с синдромом, и таким образом пачка ошибок оказывается исправленной.

Для примера рассмотрим код длины информационными символами, исправляющий пачки ошибок длины 3 и менее. Согласно табл. 7.1, этот код имеет следующий порождающий многочлен:

Для исправления пачек ошибок длины 9 и менее этот код следует «проредить» с шагом 3. В этом случае код будет задаваться порождающим многочленом

Рассмотрим код, задаваемый многочленом Предположим, что передавалось нулевое кодовое слово и при передаче возникли ошибки в символах. В этом случае

Далее предположим, что при передаче возникла пачка ошибок длины 3 в символах. В этом случае

Если этот синдром сдвигать влево, в сторону младших разрядов, то содержимое регистра будет изменяться следующим

После -кратного сдвига старшие разряда синдрома оказываются равными нулю, а в младших разрядах формируется вектор ошибок.

Фиг. 7.19. Декодер кода с порождающим многочленом

Следовательно, сдвигая принятую последовательность циклически на 5 символов в сторону младших разрядов и складывая ее по модулю 2 с содержимым регистра, предназначенным для хранения синдрома, можно исправить возникшую пачку ошибок. Декодер, выполняющий эти операции, показан на фиг. 7.19.

1. Основные понятия теории кодирования

2.6. Дополнительные сведения о конечных полях

3. Линейные и циклические коды

4. Важнейшие коды

4.5. Полиномиальные коды

5. Сверточные коды

  • 7.1.3. Декодеры циклических кодов

    9. Циклические AN-коды

    Копирование информации со страницы разрешается только с указанием ссылки на данный сайт

    Источник:

    info.sernam.ru

  • Быстрая доставка Разработка структуры быстродействующего декодера бчх-кода (15, 7, 5) на основе метода циклического декодирования - Программы \

    Разработка структуры быстродействующего декодера БЧХ-кода (15, 7, 5) на основе метода циклического декодирования

    Наличие: В наличии

    Авторами приведено общее описание метода циклического декодирования БЧХ-кода. Представлена структура декодера БЧХ-кода (15, 7, 5), исправляющего двукратные независимые ошибки на основе метода циклического декодирования с применением классического алгоритма деления полиномов и последовательного вычисления синдромов ошибок. Приведена схема классического алгоритма, реализованного на регистрах сдвига с линейной обратной связью. Указаны недостатки приведенной структуры, а также пути их устранения. Представлена структура быстродействующего декодера БЧХ-кода с применением матричного алгоритма деления полиномов и параллельным вычислением синдромов ошибок. Описан принцип матричного деления, применяемого для ускорения вычисления остатков от деления кодового слова на образующий полином. Проведено сравнение быстродействия устройств декодирования, на основе которого можно сделать вывод о преимуществе предлагаемого устройства по скорости декодирования примерно в 1182 раза.

    Источник:

    home.toplistshops.ru

    Разработка структуры быстродействующего декодера БЧХ-кода (15, 7, 5) на основе метода циклического д

    Разработка структуры быстродействующего декодера БЧХ-кода (15, 7, 5) на основе метода циклического д

    Авторами приведено общее описание метода циклического декодирования БЧХ-кода. Представлена структура декодера БЧХ-кода (15, 7, 5), исправляющего двукратные независимые ошибки на основе метода циклического декодирования с применением классического алгоритма деления полиномов и последовательного вычисления синдромов ошибок.

    Приведена схема классического алгоритма, реализованного на регистрах сдвига с линейной обратной связью. Указаны недостатки приведенной структуры, а также пути их устранения. Представлена структура быстродействующего декодера БЧХ-кода с применением матричного алгоритма деления полиномов и параллельным вычислением синдромов ошибок.

    Описан принцип матричного деления, применяемого для ускорения вычисления остатков от деления кодового слова на образующий полином. Проведено сравнение быстродействия устройств декодирования, на основе которого можно сделать вывод о преимуществе предлагаемого устройства по скорости декодирования примерно в 1182 раза.

    Советуем Вам скачать ознакомительный фрагмент книги «Разработка структуры быстродействующего декодера БЧХ-кода (15, 7, 5) на основе метода циклического д» автора А. Н. Мальчуков в электронном виде в формате FB2 а также TXT. Также есть возможность скачать это произведение в других форматах, таких как RTF и EPUB (электронные книги). Предлагаем выбирать для скачивания формат FB2 или TXT, которые на сегодняшний день поддерживаются практически любым мобильным устроиством (в том числе телефонами / смартфонами / читалками электронных книг под управлением ОС Андроид и IOS (iPhone, iPad)) и настольными компьютерами. Данная книга издана в 2017 году в серии «Прикладная информатика. Научные статьи».

    Сохранить страничку в социалках/поделиться ссылкой:

    Информатика вчера, сегодня, завтра. К 85-летию Р. С. Гиляревского (продолжение)

    Начало в № 4(52) 2014 г. Руджеро Сергеевич Гиляревский (р. 31 августа 1929 г.) – филолог, специалист в области информатики, научных и массовых коммуникаций. Кандидат педагогических наук, доктор филологических наук, профессор. Заслуженный деятель науки Российской Федерации (1999). Ко дню ро…

    Прикладная информатика №3 (39) 2012

    Журнал «Прикладная информатика» является преемником одноименного сборника, выпускавшегося с 1981 года издательством «Финансы и статистика». Журнал с 2006 года входит в состав учредителей ряда международных и всероссийских конференций, а также оказывает оргкомитетам информационную поддержку в прове…

    Прикладная информатика №6 (24) 2009

    Журнал «Прикладная информатика» является преемником одноименного сборника, выпускавшегося с 1981 года издательством «Финансы и статистика». Журнал с 2006 года входит в состав учредителей ряда международных и всероссийских конференций, а также оказывает оргкомитетам информационную поддержку в прове…

    Первый выпуск информатиков-экономистов в Санкт-Петербургском государственном университете

    В статье рассмотрен опыт обучения и первого выпуска по специальности «Прикладная информатика в экономике» экономического факультета Санкт-Петербургского государственного университета (СПбГУ) в июне 2006 года с кафедры Информационных систем в экономике. В государственной аттестационной комиссии рабо…

    Прикладная информатика №4 (10) 2007

    Журнал «Прикладная информатика» является преемником одноименного сборника, выпускавшегося с 1981 года издательством «Финансы и статистика». Журнал с 2006 года входит в состав учредителей ряда международных и всероссийских конференций, а также оказывает оргкомитетам информационную поддержку в прове…

    Прикладная информатика №1 (7) 2007

    Журнал «Прикладная информатика» является преемником одноименного сборника, выпускавшегося с 1981 года издательством «Финансы и статистика». Журнал с 2006 года входит в состав учредителей ряда международных и всероссийских конференций, а также оказывает оргкомитетам информационную поддержку в прове…

    Прикладная информатика №4 (16) 2008

    Журнал «Прикладная информатика» является преемником одноименного сборника, выпускавшегося с 1981 года издательством «Финансы и статистика». Журнал с 2006 года входит в состав учредителей ряда международных и всероссийских конференций, а также оказывает оргкомитетам информационную поддержку в прове…

    Прикладная информатика №2 (32) 2011

    Журнал «Прикладная информатика» является преемником одноименного сборника, выпускавшегося с 1981 года издательством «Финансы и статистика». Журнал с 2006 года входит в состав учредителей ряда международных и всероссийских конференций, а также оказывает оргкомитетам информационную поддержку в прове…

    Прикладная информатика №2 (44) 2013

    Журнал «Прикладная информатика» является преемником одноименного сборника, выпускавшегося с 1981 года издательством «Финансы и статистика». Журнал с 2006 года входит в состав учредителей ряда международных и всероссийских конференций, а также оказывает оргкомитетам информационную поддержку в прове…

    Актуализация стандартов: с чего начать?

    В статье рассматриваются основные понятия информатики в связи с тем, что в последнее время наблюдается некоторый «кризис» терминологии, определяемой устаревшими стандартами, но используемой в России специалистами по прикладной информатике и computer science. Приводятся определения понятий в области…

    Прикладная информатика №3 (27) 2010

    Журнал «Прикладная информатика» является преемником одноименного сборника, выпускавшегося с 1981 года издательством «Финансы и статистика». Журнал с 2006 года входит в состав учредителей ряда международных и всероссийских конференций, а также оказывает оргкомитетам информационную поддержку в прове…

    История и перспективы развития информатики и направления подготовки «Прикладная информатика»

    Представлен исторический обзор процесса становления и развития компьютерных наук, а также формирования соответствующей терминологии. Рассмотрены несколько вариантов трактовки термина «информатика» как области научного знания. Даны рекомендации по построению учебных программ подготовки бакалавров и …

    Прикладная информатика №6 (66) 2016

    Журнал «Прикладная информатика» является преемником одноименного сборника, выпускавшегося с 1981 года издательством «Финансы и статистика». Журнал с 2006 года входит в состав учредителей ряда международных и всероссийских конференций, а также оказывает оргкомитетам информационную поддержку в прове…

    К 50‑летию появления термина «информатика» в отечественной научной литературе. Памяти Ф. Е. Те

    В ноябре 2013 г. исполняется 50 лет с момента появления термина «информатика» в отечественной научной литературе, когда профессор Московского энергетического института Ф. Е. Темников опубликовал статью «Информатика» в качестве полемической заметки. Информатика представлялась ему интегральной научно…

    Источник:

    bookash.pro

    А. Н. Мальчуков Разработка структуры быстродействующего декодера БЧХ-кода (15, 7, 5) на основе метода циклического декодирования в городе Оренбург

    В представленном каталоге вы можете найти А. Н. Мальчуков Разработка структуры быстродействующего декодера БЧХ-кода (15, 7, 5) на основе метода циклического декодирования по доступной стоимости, сравнить цены, а также посмотреть прочие предложения в категории Компьютеры и интернет. Ознакомиться с свойствами, ценами и обзорами товара. Доставка товара может производится в любой город РФ, например: Оренбург, Набережные Челны, Ростов-на-Дону.