Способ передачи и приема поэтапно закодированных сообщений

О П И С А Н И Е 1 500595ИЗОБРЕТЕНИЯ Союз Советсиии Социалистических Республик(51) 111, Кл. 11322./26 9 аявле 32126-9 Ги 1 рисоединением аа Государственный комитет Совета Министров СССР по делам изобретений и открытий(72) Автор зобретени 71) Заявитель 4) С 1;СД Г 1= Рг. 11 "1 11 Р 11 Е.1 А013.511111-,1 Х ,.СОБ 111 ЕН 11 ГтОт А МКОД 1 11 зэо рованное СВЯЗИ И преднязнинформа наружение; сэобшенпелетворении вшей место иоовки заот янализио разревяз н юшийс слова в бнаруженияо решения,сло ЛЭВ ПЭСЛ стороне новного ва за- аванно циклич 11 я чертеже .11 велена рческя 51 схема устрайст реализовать предложеннь руктурная позволяю г пособ,пе 1 тедяюшук 1дируюший блэк одируюшие олок ис одержит и Опемную станции 2, ккодируюший блок 4, де6, дешифратор 7,Устройство работаеКодирующий блэк 3ый этаг, кодирования с зон едуюци;, эор шествляет пе азуюшим по эсу обр инс ретение эгнэсится к электрической может исгользоваться в систе:,ях, аченных для передачи дискре гной ции, в которых исгэльзуются каналы группируюшимися ошибками, 5 стен способ передачи и приема позякодированных сообщений. зяклю яв кодировании исходнэгэ кодового НЭВНЬМ ЦИКЛИЧЕСКИМ КОДОМ С фОРМИ и размешением прэверэчньх симВО е информационных на передяюцей и декодиоовании кодового слэва эсеского кода на приемной стоэне. Однако известный спа;эб тыебует ооль Иэ 1 ВОЕЛЕНИ ДЛЯ ПРИЕГНЯЭВЦелью изобретения является сокряшение времени приема сигналов, Для этэг 1 ня передаюшей стороне кодовое слово осэвнога цикическэгэ ЕОдя дополниГе цыэ кэдируют други 1 циклическим кодом, я иа приемнэй С ГЭРОНЕ ДЕКОДИРУЮТ КОДОВОЕ С;1 Овэ ЭСНЭВНЭ- гэ циклического кода, анализируют результат декодирования 1 выносят предварительнэе решение э разрешенам сэобшении, я ляиаэшеннэе сэообшее блокиру декодируют кодовое слово, зако друг м ш 1 кическим лэ-эл с эб эшиоэк, пр;чем декэди;эваинэе ВыдеО; л ля испо пения Гр 1 удэ проверочных сээтнашени и име о.экировке, .при огсугствии бло прецечнэгэ сааб 1 э:ия продолжа оовять предварительное решение ШЕНЭМ СЭО,:ЦЕНи И В СЛУЧаЕ О ошибки прекрашяО анализ этог а 1 ри олокиоовке зяпоешенного прешяют Выдачу и сиряот дека сээбшение.500595 батывания декодирующего блока 6 предварительное решение не меняется, т. е, продолжает исполняться ранее декорированноесообщение,При возникновении двойных ошибок декодируюший блок 5 последних не обнаружит ивыдаст декодированное разрешенное сообщение для исполнения. В этом случае декодирующий блок с по наличию остатка от деления выдает сигнал на прекращение исполнения предварительного решения,Если, например, состояние Я канала"1связи характеризуется вероятностью ошибкиГ. = 10-5, состояние 8 - вероятностьюошибки Р 2 = 0,5, вероятность перехода изсостояния Б в состояние в, Я =10чи вероятность перехода из состояния 5 в-2 2состояние 8, / =10, то можно оп 10 д2Ру 10С 1 +,8 2 -811( П -1)Р Ъ 101 7 У1 сек декодирующий блок 6 декодирует кодовое слово М(х) и, так как полученный остаток равен нулю, подает сигнал в дексдирующий блок 5, разрешающий выдачу сообщения для 36 исполнения,Все незапрещенные сообщения при отсутствии ошибок декодируются блоком 5 и выдаются для исполнения, так как дешифратор 7 не блскирует выдачу. При этом после сраО мом Р (х) = х + 1 степени 1 = 1 ко пирующий блок 4 предназначен для кодирования полученного кодового слова циклическим кодом с образующим полиномом.Р (х) = х 3+х+ 1 степени Р =3 2 2декодирующий блок 5 выполнен по схеме вычисления остатка рт деления поинимаемого кодового слова на образующий полином Р (х) = х+1, а декодируюший блок 6 выполнен по схеме вычисления остатка от деления принимаемого кодового слова на образующий полином Р (х), дешифратор 7 выполнен по схеме выявления запрещенного со 5 общения, например,2 + 1101.Исходное кодовое слово, например х +1, кодируют в кодируюшем блоке 3 и на выходе получают2310(х) = (х + 1) х 10 АО,.Кодовое слово ( ( х) циклического в 5 да поступает на вход кодирующего блока 4, на выходе которого образуется кодовое слово М(х) =(х +1)хх +х+1 = хч-х +х+1 лг2 3 6 4 циклического кода, поступающего в дискретный канал, 30На приемной станции 2 кодовое слово М(х) поступает одновременно в декодирующие блоки 5 и 6, Через время приемаК +%у где у - скорость модуляции без учета времени, необходимого на обработку информации,декодирующий блок 5 произведет декодирование части сообщения ( первые к+ Р 4 ф2элементов) 1010 ( х +1) х.Результат д екодирования х +1, пос ко ль2ку остаток от деления равен нулю, анализлруется дешифратором 7, который настроен 45 на данную комбинацию и, следовательно, выдает сигнал блокировки выдачи сообщения для исполнения в декодирующий блок 5 .й+Р+ ГЧерез время1 2 ределить вероятности возникновения состояний Я - Я и 8 - 9, .( Ф 4 1 С(+ф Вероятность необнаружения ошибки при первом декодировании в состоянии Я опре 1 деляется какно1 1 1 Вероятность необнаружения ошибки при первом декодировании в состоянии 82ЯР =0,5,В таком случае вероятность необнаружения ошибки при первом декодировании определяется как1 2Рно = РноО+РноНО НО 1 НО Это значит, что в среднем только одно из10000 декодированных и выданных для исполнения сообщений будет корректироваться на последующем этапе декодирования,Таким образом выбором соответствующего иолинома Р (х) можно обеспечлть1для абсолютного большинства переданных сообщений уменьшение времени приема в22 раз . ф формула изобретенияСпособ передачи и приема поэтапно закодированных сообщений, заключающийся в кодировании исходного кодового слова основ- р ным циклическим кодом с формированием и размещением проверочных символов после информационных на передающей стороне декодировании кодового слова основного циклического кода на приемной стороне, о т л ич а ю щ и й с я тем, что, с целью сокрашения времени приема сигналов, на передающей стороне кодовое слово основного циклического кода дополнительно кодируют другим циклическим кодом, а на приемнойстороне декоцируют кодовое слово основного циклического кода, анализируют результат декодирования и выносят предварительное решение с разрешенном сообщении, азапрещенное сообщение блокируют, затемдекодируют кодовое слово, закодированноедругим циклическим кодом с обнаружениемошибок, причем декодированное сообщениевыдают для исполнения при удовлетворениипроверочных соотношений и происшедшейблокировке, при отсутствии блокировки запрещенного сообщения продолжают анализировать предварительное решение о разрешенном сообщении и в случае обнаруженияошибки прекращают анализ этого решения,а при блокировке запрещенного слова запрещают выдачу и стирают декодированпоесообщение,500595 г ГогибловРдр л.3 иньковскийТехред З.ТараненКо Корректор Л,Брахнина Изд.Ц раж 36 Ч каз 55 Подписно Цг 1 ИИГ на илиал ППП "Патент", г. Ужгоро. Проектная Государственного комитетапо делам изобретений и Москва, 113035, Раушск вета Министровкрытий