Obrßzek 5 ukazuje strukturu k≤dovßnφ zßkladnφho pßsma. Nejv∞tÜφ prvek struktury mß nßzev "skupina" a mß 104 bit∙. Ka₧dß skupina se sklßdß ze 4 blok∙ po 26 bitech. Ka₧d² blok obsahuje informaΦnφ slovo a kontrolnφ slovo. Ka₧dΘ informaΦnφ slovo mß 16 bit∙. Ka₧dΘ kontrolnφ slovo mß 10 bit∙ (viz 2.3).

VÜechna informaΦnφ slova, kontrolnφ slova, binßrnφ Φφsla nebo hodnoty binßrnφch adres majφ sv∙j nejv²znaΦn∞jÜφ bit (m.s.b), kter² se vysφlß jako prvnφ (viz obrßzek 6). Proto poslednφ bit vysφlan² v binßrnφm Φφsle nebo adrese mß vßhu 2⁰.

P°enos dat je pln∞ synchronnφ a mezi skupinami nebo bloky nejsou prodlevy.

Poznßmky k obrßzku 6:
1. K≤d typu skupiny = 4 bity (viz 3.1)
2. B₀ = k≤d verze = 1 bit (viz 3.1)
3. K≤d PI = k≤d identifikace programu = 16 bit∙ (viz 3.2.1.1 a P°φlohu D)
4. TP = k≤d identifikace dopravnφho progframu = 1 bit (viz 3.2.1.3)
5. PTY = k≤d typu programu = 5 bit∙ (viz 3.2.1.2 and P°φlohu F)
6. Kontrolnφ slovo + ofset "N" = 10 bit∙, p°idan²ch k zajiÜt∞nφ chybovΘ ochrany a informace o synchonizaci blok∙ a skupin (viz 2.3, 2.4 a p°φlohy A, B a C)
7. t₁ < t₂ : Blok Φ.1 ka₧dΘ skupiny je vysφlßn jako prvnφ a blok Φ.4 jako poslednφ.

Obrßzek 6: Formßt zprßvy a adresovßnφ

Ka₧d² vysφlan² 26-bitov² blok obsahuje 10-bitovΘ kontrolnφ slovo, kterΘ je p°ednostn∞ urΦeno k tomu, aby p°ijφmaΦ, resp. dekodΘr odhalil a opravil chyby, je₧ se objevφ p°i p°enosu. Toto kontrolnφ slovo (tj. c'₉, c'₈, ... c'₀ viz obrßzek 5) je dvojkov²m souΦtem t∞chto polo₧ek:

1. zbytek po vynßsobenφ x¹⁰ a nßslednΘm dvojkovΘm d∞lenφ 16-bitovΘho informaΦnφho slova generujφcφm mnohoΦlenem g(x)
2. 10-bitov² binßrnφ °et∞z d(x), zvan² "ofsetovΘ slovo",

Kde generujφcφ mnohoΦlen g(x) je dßn

g(x) = x¹⁰ + x⁸ + x⁷ + x⁵ + x⁴ + x³ + 1

a kde ofsetovΘ hodnoty d(x), kterΘ jsou pro ka₧d² blok ve skupin∞ (viz 2.4), jsou uvedeny v p°φloze A.

Smyslem p°idßnφ ofsetovΘho slova je zabezpeΦit skupinovou a blokovou synchronizaci p°ijφmaΦe resp. dekodΘru (viz 2.4). Proto₧e p°idßnφ ofsetu je v dekodΘru vratnΘ, nejsou normßlnφ vlastnosti zjiÜ¥ovßnφ a opravy chyb v zßkladnφm k≤du dotΦeny.

Takto generovanΘ kontrolnφ slovo se vysφlß na konci bloku, kter² chrßnφ. Prvnφ vyslan² bit kontrolnφho slova je nejvφce d∙le₧it² bit (tj. koeficient c'₉ v kontrolnφm slovu.

Tento popis zabezpeΦenφ proti chybßm je definitivnφ. DalÜφ vysv∞tlivky o generovßnφ k≤du a jeho teorii jsou uvedeny v p°φlohßch B a C.

K≤d zabezpeΦenφ proti chybßm mß p°i kontrole chyb tyto vlastnosti [3, 4]:

1. v bloku zjistφ vÜechny jednoduchΘ a dvojitΘ bitovΘ chyby
2. zjistφ ka₧dou chybnou skupinu impuls∙ zabφrajφcφch 10 bit∙ a mΘn∞
3. zjistφ zhruba 99,8 % skupin impuls∙ zabφrajφcφch 11 bit∙ a zhruba 99,9 % v vÜech skupin impuls∙, kterΘ jsou delÜφ

Tento k≤d je zßrove≥ optimßlnφ opravn² k≤d chyby skupiny impuls∙ [5] a je schopn² opravit ka₧dou jednotlivou skupinu impuls∙ zabφrajφcφch 5 bit∙ nebo mΘn∞.

Bloky jsou v ka₧dΘ skupin∞ identifikovßny ofsetov²mi slovy A, B, C, p°φp. CÆ a D, p°idan²mi do blok∙ 1, 2, 3 a 4 v ka₧dΘ skupin∞ (viz p°φlohu A).

ZaΦßtky a konce datov²ch blok∙ mohou b²t v dekodΘru p°ijφmaΦe rozpoznßny u₧itφm skuteΦnosti, ₧e dekodΘr kontrolujφcφ chyby zjistφ s vysok²m stupn∞m spolehlivosti posuv blokovΘ synchronizace stejn∞ jako p°φdavnΘ chyby. SystΘm blokovΘ synchronizace se stßvß spolehliv²m p°idßnφm ofsetov²ch slov (kterß slou₧φ rovn∞₧ k identifikaci blok∙ uvnit° skupiny). Tato ofsetovß slova naruÜujφ cyklickou povahu zßkladnφho k≤du, tak₧e v modifikovanΘm k≤du nevedou cyklickΘ posuvy k≤dov²ch slov ke vzniku jin²ch k≤dov²ch slov [6,7].

DalÜφ v²klad techniky zφskßnφ informace o blokovΘ synchronizaci na p°ijφmaΦi je uveden v p°φloze C.