Пороговый декодер сверточного кода

ЕТЕЛЬСТ Выхддд/искрьпногсккп сАоа 00 Сл ГОСУДАРСТВЕННЫЙ НОМИТЕТ СССРПО ДЕЛАМ ИЗОБРЕТЕНИЙ И ОТНРЫТИЙ ПИСАНИЕ ИЗОБ К АВТОРСКОМУ(56) Авторское свидетельство СССРР 1078654, кл. Н 04 1. 1/10, 1982.(54)(57) ПОРОГОВЬЯ ДЕКОДЕР СВЕРТОЧНОГО КОДА по авт. св. 9 1078654,ЯО 1185629 А о т л и ч а ю щ и и " я тем, что,с целью повышения помехоустойчивостипутем коррекции пакетов ошибок,между выходом В-триггера и объединенными запрещающими входами К блоков запрета коррекции введены последовательно соединенные ключ и инвертор, а также корректор пакетовошибок, входы которого подключенык соответствующим выходам анализатора синдрома, а выход корректорапакетов ошибок подсоединен к управляющему входу ключа.1185629 1Изобретение относится к электросвязи и может использоваться для защиты от ошибок в системах передачи данных, сбора и обработки информации, а также в системах коммутации информации при кодировании и декодировании информации сверточными кодами с алгоритмом порогового декодирования.Целью изобретения является павы О шение помехоустойчивости путем коррекции пакетов ошибок.На чертеже представлена структурная электрическая схема порогового декодера сверточного кода.Пороговый декодер сверточного кода содержит кодер 1, корректор 2 ошибок, формирователь 3 синдрома, анализатор 4 синдрома, пороговыебпоки 5-7, корректор 8 пакетов оши бок, мультиплексор 9, блок 10 формирования тактовых импульсов, элемент 11 совпадения, пороговый счетчик 12, формирователь 13 временного интервала, Р -триггер 14, инвер тор 15, ключ 16, блоки 17 - 19 запрета.Пороговый декодер снерточного кода работает следующим образом.Рассмотрим принцип работы порого- З 0 ного декодера сверточного кода на примере сверточного кода, исправляющего случайные или ндйанисимые ошибки кратностью 1-(1 = 4) на длине235 кодового ограничения.п = 135; тп =М26 - максимальная степень порождающих полиномон:, фИз принятых символов Кп информационньтх подпотоков н кодере 1 Формируется проверочная последовательность, 45 которая поступает в Формирователь 3 синдрома, в который поступает также и принятая проверочная последовательность. При этом производится формирование синдромной последователь ности, структура которой зависит от типа ошибок н информацттонных и проверочных символах, а также от структуры порождающих полиномов С(Р). 2Предположим, что в принятой информации возник пакет ошибок 1 = 4) 1/2 т.е. пакет ошибок, который исказил один мини-блок информации, равной К а пакету ошибок до и после него предшествовали защитные интервалы, длиной каждый П = 135 символов.АВ соответствии с алгоритмом порогового декодирования для каждого информационного символа формируется 1 самоортогональных проверочных уравнений или проверки, по большинству одинаковых значений которых пороговые блоки 5-7 выносят решения о достоверности принятых символов. Если на вход пороговых блоков 5-.7 поступает (1 - 1) логических единиц, то принимается решение о коррекции информационного символа, а во всех остальных случаях коррекция символов не производится, Значения проверок представляются в виде нулевых и ненулевых символов синдромной последовательности, которые поступают на вход анализируемого синдрома 4 и заполняют его, На (тп + 1) также, т.е. по И = (тп + 1) = (26 + 1) (для данного примера), синолам синдромной последовательности производится анализ и принимается ретпение о достог верности К символов, Так как порождающие полиномы ц (Р) - Ч,(Р) свертовного кода имеют разные показатели степеней при операторе задержки Р, то максимальное и минимальное число нулевых символов синдромной последовательности, по которым принимается решение при наличии ошибок, непревосходящих корректирующую способность кода, соответственно равнои т, = 8 - когда ошибки разнесенына длине и ии = 6 - когда ошибки спаренные.В первом случае на входы пороговых блоков 5 и 6 поступает по четыре из четырех а но втором случае - три из четырех нулевых символов и соответственно принято правильное решение о коррекциисимволов Например, пусть приняты ошибочно в 10 такте первые символы первого и второго информационных подпотоков; тогда анализируемая синдромная последовательность будет иметь нидрмационном подсиидромная нформационные симпервом информаа в (д - 1)-ом Пусть ошибочны волы в до такте - ционном подпотоке т вид одного Ра Выходи ппрогоРо Бпока 7йока этомсиндромимеет 1/2 с 2В нализируемаяледовательяос ошибоклучае а нт деко теперь в д момошибочно принятысимволы во всехсоставляют "плот Пустьрованияционные информаодпотоках,ый" пакет ная О О О 1 которые 0 О о0Т)ЛРгсг г г 1 го 1 гас рм 0 0 вы 1 + 1 5 О 50 т.е. содержит и = 12 ненулевых символов, и на вход каждого порогового блока 5-7 поступает по три из четырех нулевых символов. При этом производится правильная коррекция 3 всех К четырех ошибочных информаоционных символов . При г. я = (К о11) ) - ( 2 число нулевых символов2в анализаторе синдрома 4 составляет 4 и = (1 - 1) + 1 = 10 и на вход каждого порогового блока 5-7 поступает по четыре из четырех ненулевых символов, что также вызывает правильную коррекцию ошибочных симво лов и ненулевых символов, синдромной последовательности.Недостатком порогового декодирования является неспособность обнаруживать пакеты ошибок, отличающихся от данной структуры ошибок, а также ошибки, превосходящие корректирующую способность кода (Сг 1/2) и распределенных на всей длине порогового ограничения п. Структура 5 синдромной последовательности при 1этом отличается от структуры синдрома при плотном пакете ошибок. такте - в третьем инф потоке, анализируемая последовательность им Порог срабатывания корректбирается равным. Таким образом, при поступлении плотного пакета ошибок одновременно срабатывают корректор 8 и пороговые блоки 5-7. С выходов пороговых блоков 5-7 ненулевые .символы поступают одновременно на входы блоков запрета 17-19 и через мультиплексор 9 на вход порогового счетчика 12, Так как число ненулевых символов, поступивших на вход порогового счетчика 12, превышает порог, то формируется П-триггером 14 сигнал запрета коррекции, который через инвертор 15 поступает на информационный вход ключа 16, на управляющий вход которого поступает инвертированный сигнал (логический "0") от корректора 8 и ключ 16 формирует импульс разрешения коррекции. Производится коррек" ция ошибочных информационных и ненулевых символов синдромной последовательности.На следующем (д - 1) такте структура анализируемых М = 27 символов1185629 Составитель В,ОрловРедактор Т.Митейко Техред Ж.Кастелевич Корректор В.БутягаТираж 658 Подписное ВНИИПИ Государственного комитета СССР по делам изобретений и открытий 113035, Москва, Ж, Раушская наб., д, 4/5Заказ 6440/60 Филиал ППП "Патент", г. Ужгород, ул. Проектная, 4 синдромной последовательности отличается от предыдущей и не вызывает срабатывания корректора 8 и на управляющий вход ключа 16 поступает логическая "1", На информационный вход ключа 16 от Р-триггера 14 через инвертор 15 в это время также подается логическая "1". Ключ 16 формирует сигнал блокировки блоков запрета 17-19. Одновременно на 1 также блокируются 0-триггер 14 и пороговый счетчик 12. За время бпокировки происходит полная или частичная смена (перезапись) синдромной последовательности в анализаторе синдрома 4 и уменьшается тем самым вероятность размножения ошибок.фПо окончании времени анализа, которое задается формирователем 13, выходным импульсом Формирователя 13 пороговый счетчик 12 и 0-триггер 14 устанавливаются в первоначальное состояние (установка в ноль). При атом с выхода 0-триггера 14 на вход блока совпадения 11 подается логическая "1",а на информационный вход ключа 16 через инвертор 15 поступает логический пО, и производится разблокировка порогового счетчика 12 и 0-триггера 14.Предположим, что в принятой инФормации количество ошибок равно= /2 = 2. Анализируемая синдром-.1 ная последовательность содержит 8 или 6 ненулевых символов. Это количество меньше порога срабатывания корректора 8 и с его выхода на ключ 16 поступает логическая "1". Так как число импульсов единиц, .поступающих на вход порогового счетчика 12, не превышает порога (п = 3), то с выхода 0-триггера 14 через инвертор 15 на вход ключа 16 поступает логический "0". Ключ 16 формирует импульс разрешения коррекции информационных и синдромных символов, который поступает на блоки запрета 17-19. Пусть в принятой информации числоошибок Сш1/2 = 2 и они распределены по всей длине кодового ограничения. Формируется синдромная последовательность, количество ненулевыхсимволов которой в декодируемые моменты времени (такты) меньше чемР (Р = 10), но больше или равно 1 О Т. (Х = 4), т.е. Ри1. Это приводит к срабатыванию соответствующихпороговых блоков 5-7 и к несрабатыванию корректора 8. С выхода корректора 8 на управляющий вход ключа 16 15 поступает логическая "1", Так какчисло импульсов (единиц), поступивших на вход порогового счетчика 12,превышает порог (п = 3), то с выходаР-триггера 14 через инвертор 15 на 20 информационный вход ключа 16 поступает логическая "1" и ключ 16 Формирует сигнал блокировки блоков запрета 17-19 и в результате ошибочнойкоррекции информационных и синдром ных символов не производится. Далее устройство работает как описановыше. Таким образом, использование коррекции пакетов ошибок (с ( Ко1/2)и блокировки импульсов коррекции свыходов пороговых блоков 17-19 привозникновении в канале связи ошибок,превосходящих корректирующую способность кода (г. ц1/2), повышает 35помехоустойчивость порогового декодера сверточного кода. Кроме того, при возникновении в40канале связи больших пакетов ошибок(Ср ) К,), К, информационных иП(1 - 1) синдромных символов будут,исправлены, а введение после коррекции блокировки и частичной или пол 45ной смены символов синдромной последовательности исключает ошибочнуюкоррекцию информации или размножениеошибок,