Пороговый декодер сверточного кода

(53) 6 (56) К Теорис. 2 я инфо Сов. Р вани фиг. р Р. Теори вязь, М,: с. 6.10.9 ал надежнаяс. 320, р о ации иио. 1974,ДЕР СВЕРТОЧНО ледовательно очного кода орому входупороговогооторого подра сверточ) регистровов по модулю(54)(57) ПОРОГОВЬЙ ДЕК ГО КОДА, содержащий по соединенные кодер свер и корректор ошибок, к которого подключен вых блока, к первому входу ключен второй выход код ного кода, а также (и- сдвига и (и) суммато два, где и - число нен циентов в операторе за дающего полинома сверт евых коэффиржки порожного кода,при. этом первыи вход первого сумматора по модулю два подключен к второ-му выходу кодера сверточного кода,выход -го сумматора по модулю два(где 3=1,2,и) подключен к первому входу (3+1)-го сумматора по модулю два, а выход порогового блокаподключен к объединенным вторым входам (и) сумматоров по модулю два,о т л и ч а ю щ и й с я тем, то, сцелью повьппения помехоустойчивостидекодирования, введены (и)с( элемен"тов НЕ, (где о( - целое положительноечисло)., при этом входы каждой группыиз с элементов НЕ подключены к вы-ходам первыхразрядов соответствующего регистра сдвига, а выходы всехэлементов НЕ подключены .к соответствующим входам порогового блока.Изобретение относится к технике связи и может быть использовано в устройствах помехоустойчивого кодирова:ия в дескретных каналах : грануигованием ошибок, 51 елью изобретения является повышение помехоустойчивости декодировацчя,На чертеже изображена структурнаяэлектрическая схема порогового деко,цера сверточного кода.Пороговьп декодер сверточного кодасодержит кодер 1, корректор 2 ошибок,блок 3 вычисления составных проверок,. пороговый блок 4, Блок 3 вычисления составных проверок содержитсумматоры 5, б и 7 по модулю 2, регистры сдвига 8-17, элементы НЕ 18-24,Принцип декодирования сверточныхкодов, используемый в предлагаемом 20пороговом декодере, заключается вследующем,В пороговом декодере повышениепомехоустойчивости декодированиядостигается за счет снижения вероятности размножения ошибок при превышении шумами корректирующей способности кода путем выявления пакетов"единиц" на выходе кодера 1. Данныйдекодер преднаэначен,цля декодиро- З 0ваши диффузионного сверточного кода со скоростью 1/2, задаваемогополиномом 1+П+ПД.1 за+Для лучшего понимания дальнейше го изложения следует пояснить, что подразумевается в данном описании под кодами, предназначенными дпя применения в каналах с группированием ошибок. 40Известно, что одним из метоцов построения таких кодов, т.е. кодов, исправляющих пакеты ошибок либо, в случае диффузных кодов, одновременно, пакеты и случайные ошибки), 45 является метод перемножения коротких кодов, (Этот метод называется методом чередования или методом внутреннего разнесения), Порождающие полиномы для этих кодов выглядят 50 следующим образом:-л к Л+я ,Л а1+П +П +П +где К(К(К, сК п 1, Я - положительные целые числа, Я - степень перемножениякода (период чередования или степеньразнесения).При этом методе символы, обрабаты.ваемые декодером одновременно, с целью декорреляции ошибок разнесеныво времени настолько, что их можносчитать независимыми, (например, вреальных коротковолновых каналахсвязи величина Я составляет десяткиили сотни единиц) .Процедура декодирования этих кодов как и в случае базисных (коротких) кодов остается прежней.Однако для таких кодов возможенпростой, но достигаемый небольшимипотерями способ снижения эффектаразмножения ошибок, Предположкк,что корректирующая способность кодасоставляет В=1 гй символов при защитном интервале С символов, а число ненулевых коэффициентов при операторезадержки 0 в порождающем многочленекода равно п. (Для упомянутого диффузного кода г=2, п=4). Тогда припрохождении через кодер 1 декодирующего устройства пакет ошибок, длинакоторого не превышает величины В порождает и последовательных пакетовединиц" поступающих на вход блока3 вычисления составных проверок. Подпакетом единиц в данном случае понимается последовательность двоичныхсимволов 0, 1 первый и последний символ которой - единица , при этом"единица" свидетельствует об искажении соответствующего символа, "нульоб отсутствии такового. Длины пакетов в описываемом случае равны и непревьппают величины Я,Рассмотрим, что произойдет со структурой вычисляемого синдрома при превьппении шумами корректирующей способности кода, Это возможно если длина пакета ошибок превысила допустимую величину В или длина защитного интервала меньше допустимой величины С. Очевидно, что в первом случае произойдет существенное изменение структуры синдрома, Последовательность символа, состоящая из п пакетов "единиц" и пинтервалов (состоящих из нулей ) между ними превратится в однородную последовательность двоичных символов 0,1, первый и последний символы которой по-прежнему останутся единицами".(3) =О5 Р 50 Учитывая то обстоятельство, что вреальных каналах связи величина выбирается исходя из условия практической декорреляции ошибок, символы этойпоследовательности можно считать независимыми и, в большинстве случаев,равновероятными (это соответству-ет, например, симметричному каналу,входные символы которого при большихвеличинах В также можно считать равновероятными). Во втором случае, взависимости от того, находится лидлина защитного интервала в пределах С-(С-Ю),(С-В+1)-(СИВ).С-(иГВ+1 3 - О,будет происходить аналогичное преобразование двух последних, трех пос- . ледних , и последних потоков единиц, поступающих на схему вычисления составных проверок.Если ш - наибольшая из степеней порождающих полиномов (М, К) кода, то любой из И-К синдромов кода можно представить в виде1Б 1-Б Б , Б 2ь й 1 где =К+1, , И.Разобъем последовательность символов, входящих в такой синдром, на иподпоследовательности, длины которых зависят от вида порождающего полинома. (Для упомянутого диффузного кода, задаваемого полиномом 1+01+РЧ+Р+ длины этих подпоследовательностй равны В,В,В+1).(БОе Б Р.2 ф Б Д) 1 ф (Б 9 ээ Б 2 Рэ Б 2 )2) ф1 (БеэБ вБ щю Б,)п. Тогда наиболее простая процедура обнаружения начала преобразования структуры синдрома или, что эквивалентно, момента нарушения шумами корректирующей способности кода (а точнее, момента, предшествующего этому нарушению) состоит в следующем.Задается некоторое число , равное минимально допустимому количеству "нулевыхсимволов, входящих в наименьший из иинтервалов между пакетами "единиц" синдрома.При нарушении хотя бы одного иэ иинтервалов, о чем будет свидетельствовать появление хотя бы одной "единицы" среди д контролируемых в интервале символов, принятый символ не исправляется, а соответствующий ему синдром не корректируется. Такой алгоритм пригоден, например, к каналам без обратной связи. Нарушение хотя бы одного из "нулевых" интервалов эквивалентно невыполнению хотя бы одного из приведенных равенств(а) Б= О 1 к-) ю-Д- Б ( -1 - Оа- рСледует заметить, что в общем случае длины"нулевых" интервалов могут быть неодинаковыми. Так, для диффузного кода, описываемого поли- номом контролируется выполнение следующей системы равенства:/2Сп 25 Так, для кода из примера 1=4 п=4 Р " 4.2-э 1/КЕггбн 2 т.е. при нарушении шумами корректирующей способности кода, размножениеошибок будет происходить с вероятностью 1,//2,Вероятность необнаружения ошибокв предлагаемом способе уменьшитсяприблизительно в 2(" "1 раз приусловии, что г.=Сопя для всех иинтервалов, Для случая нарушениякорректирующей способности коца засчет уменьшения защитного интервала40ниже допустимой величины вероятностьнеобнаружения опгибки в предлагаемомспособе может быть уменьшена в пределах от 2 цо 2( "1 раз, что зависитот степени уменьшения защитного ин 45тервала. Поэтому при реализации предлагаемого способа целесообразно выбирать неодинаковую величину дляразличных подпоследовательностейсимволов синдрома - максимальную(л(11 50гля Б1 и минимальную для Б 1,Очевидно, что недостатком испольгуемого способа является ухудшениеорректирующей способности кода,га последнее тем меньше, чем большегеличина В, Так величина допустимоо пакета ошибок, например, для кодаазз примера уменьшится на величинуа длина защитного интервала на Величина г может быть выбрана исходя из соображений компромисса между увеличением вероятности обнаружения нарушения пгумами корректирующей способности кода и ухудшением коррек- тирующей способности кода. Поясним сказанное, Лопустим, что эффект размножения ошибок вызван превышением величины В, Тогда, с учетом незави симости символов синдрома, входящих в различные системы приведенных, равенств, т.е. символов Б ,ББЖ ",(2) Б" 1, вероятность необнаружения ошибки известной схемой декодера при 15 близительно равна такую же величину увеличится. Однако поскольку в реальных каналах связи (например, коротковолновых) величина по указанным причинам составляет несколько десятков или сотен символов, а для существенного снижения вероятности необнаруженной ошибки достаточно ограничиться величиной равной нескольким единицам, тоуменьшение корректирующей способности кода можно считать незначительным,Пороговый декодер сверточного кода работает следующим образом,Принятая последовательность символов поступает на вход кодера. 1, разделяется в нем на информационную и проверочную последовательности по информационной последовательности формируются проверочные символы, складываются покомпонентно по модулю 2 с прггнятой проверочной послецовательностью и сформированный таким образом синдром поступает на вход блока 3 вычисления составных проверок.Назначение введенных через элементы НЕ семи связей отдельных ячеек регистра синдрома с пороговым блоком 4 состоит в контроле наличия в синдроме описанных нулевых интер валов между пакетами нединиц . Лругими сповами символ на выходе порогового блока 4 появится лишь в томслучае, если при появлении на выходах регистров сдвига 11, 14 и 17 и на выходе кодера 1, связанного с входом порогового блока 4 1/2 + 1 единичных символов синдрома, где 1 - количество ортогональных составных проверок (в данном случае 1=4), на выходах регистров сдвига 8, 9 10, 12, 13, 15 и 16, появятся "нулевые символы, свидетельствующие о ненарушении корректирующей способнос. ти кода. Поэтому порог срабатывания порогового блока 4 повышен на число всех дополнительно проверяемых символов, входящих в контролируемые интервалы (т.е, на число введенных элементов НЕ). В данной схеме порог повышен с 3 до 10, Другими словами, если для появления символа на выходе логической части известного декодера достаточно было появления на ее входах трех единичных символов (из четырех возможных), то в описываемом вариан1185612 Р =2 "2 =2 неоГн для случая 2 Р1неоБн- 2- 2 И ) (2)К к к50 7те предлагаемого устройства этот символ появится лишь при появлении 11 единичных символов (из 12 возможных).В остальном принцип работы предлагаемой схемы декодера аналогичен принципу работы декодера, работающего по методу порогового декодирования, Вероятность необнаружения ошибки в приведенной на чертеже схеме 10 составляет для случая 1 при уменьшении величины В и увеличе нии величины С на 2=4 символа. Так при известной авторам величине В=72 величина В уменьшается с 2 В=144 символа до 140 символов, а величина С увеличивается с СВ+2=434 символа до 25 438 символов.Для ряда известных кодов схему вычисления составных проверок можно упростить, исключив из числа рассматриваемых составных проверок проверки, З 0 имеющие минимальный вес (это относится к тем проверкам, элементы которых в силу структуры кода наиболее подвержены искажениям), и заменив пороговый блок 4, пр;.цставляющий логичес 35 кую часть декодера, элементом И. Предлагаемую схему декодера, приведенную на чертеже, можно упростить, исключив из рассмотрения логической частью декодера составную проверку где К = 0 - (В - 3);2,к - шумовой символ, воздеиствуюгщий на информационный сим 2вол К-того блока;2 к - шумовой символ, воздействующий на проверочный символК-того блока.Причем в канале связи символы 2 и Е к воздействуют на следующиегв передаваемой последовательности символов друг за другом символы Х(Ми Х к. Поэтому величина55 8ч ( щ")2 =,д)2) близка к единице,Здесь Р (Е =1/ 1") =1 В 72) - условная вероятность того, что шумовойсимвол У, равен единице при условии, что предьш(ущий символ равенединице и на Евоздействует пакетошибок, длина которого превышает двасимвола.Таким образом, роль проверки 5для исправления пакетов ошибок незна.чительна, случайные ошибки в каналес группированием ошибок достаточноред ки. Вес этой проверки в эффектеразмножения ошибок максимален,Так любое превышение длины пакета ошибок допустимой величины В приведет к тому, что та доля обнаруженных ошибок, которая не привела к рас"ширению пакета ошибок спереди, привыходе единичных символов синдрома,соответствующих обнаруженным ошибкам,из регистра синдрома приведет к расширению пакета сзади, Чтобы этогоне произошло, для известной схемыдекодера из описываемого примерадопустимую величину защитного интервала необходимо практически удвоить(точнее довести ее до значения 2 С),Что касается схемы, приведенной начертеже, в которой отсутствует сумматор ортогонализации и его роль выполняет связь регистра сдвигаи порогового блока 8 и 4, образованнаяэлементом НЕ 18, то наличие последней позволяет в этой ситуации обойтись увеличением С до величины2 СВ.Исключение упомянутой составнойпроверки из алгоритма работы схемы,приведенной на чертеже, .позволяетдобиться того же эффекта увеличениемС по величины 2 СВ.Исключение этой проверки из алгоритма работы схемы, приведенной начертеже позволяет не только упростить ее, но и дополнительно снизитьэффект размножения ошибок.Для реализации этого предложения необходимо исключить из схемы,приведенной на чертеже, пороговогоблока 4 регистр сдвига 17 длинойВячеек (тем самым число входовуменьшится) и заменить пороговыйблок 4 элементом И,118562Составитель С. ОсмоловскийРедактор Т. Митейко Техред М.Кузьма Корректор М, МаксимишинецЗаказ 6438/59 Тираж 871 Подписное ВНИИПИ Государственного комитета СССР по делам изобретений и открытий 113035, Москва, Ж, Раушская наб д. 4/5 Филиал ППП "Патент", г. Ужгород, ул. Проектная, 4