СПОСОБ АДАПТИВНОЙ КОДОВОЙ ЦИКЛОВОЙ СИНХРОНИЗАЦИИ Российский патент 2003 года по МПК H04L7/08 

Изобретение относится к способам передачи дискретной информации и может быть использовано для цикловой синхронизации в системах помехоустойчивой защиты информации, в которых используются корректирующие, в частности каскадные коды.

Способ адаптивной кодовой цикловой синхронизации, описанный в настоящей заявке, применим для синхронизации сообщения, передаваемого последовательностью слов циклического помехоустойчивого кода. Адаптацией в предлагаемом способе будем называть автоматическое и целенаправленное изменение параметров кодовой цикловой синхронизации с целью достижения оптимального функционирования при изменении условий приема сообщений. При кодовой цикловой синхронизации синхронизирующие признаки передаются словами помехоустойчивого кода. Для синхронизации не требуется передача специальных дополнительных символов, а используется избыточность самого помехоустойчивого кода. После установления синхронизации признаки синхронизации вычитаются из помехоустойчивого кода, не уменьшая корректирующую способность кода.

Наиболее эффективно использование адаптивной кодовой цикловой синхронизации в помехоустойчивых каскадных кодах. В этом случае синхронизация обеспечивается путем многократного повторения признаков синхронизации в различных словах внутреннего кода каскадного кода.

Актуальной является задача повышения помехоустойчивости цикловой синхронизации при работе в нестационарных каналах связи с переменными параметрами и высоким уровнем помех.

Известен способ цикловой синхронизации, при котором входную последовательность, представляющую собой сумму по модулю два помехоустойчивого кода и синхронизирующей последовательности, умножают на проверочный полином помехоустойчивого кода в результате выделяют синхронизирующую последовательность. При обнаружении определенной комбинации выделенной синхронизирующей последовательности принимают решение о наличии цикловой синхронизации [1].

Однако этот способ имеет недостаточную помехоустойчивость.

Наиболее близким к предлагаемому способу является способ (прототип) кодовой цикловой синхронизации, заключающийся в том, что принятую входную последовательность, представляющую собой сумму по модулю два слов циклического, помехоустойчивого кода, нумерующей и синхронизирующей последовательностей, умножают на проверочный полином кода. В результате чего выделяют сумму нумерующей и синхронизирующей последовательностей. Далее последовательность умножают на проверочный полином нумерующей последовательности, после чего осуществляют обнаружение синхронизирующей последовательности, а затем выделяют нумерующую последовательность. Далее определяют вектор ошибок и осуществляют исправление ошибок в нумерующей последовательности. После этого сравнивают нумерующие и синхронизирующие последовательности с ранее принятыми и в результате сравнения определяют число совпадений нумерующих и синхронизирующих последовательностей с соответствующими нумерующими и синхронизирующими последовательностями ранее принятых кодовых слов, причем, если в результате сравнения числа совпадений с пороговым значением будет превышение числом совпадений некоторого заранее заданного порогового значения, принимают решение о наличии цикловой синхронизации в текущий момент времени. Далее вычитают нумерующие и синхронизирующие последовательности из кодовых слов и затем выполняют декодирование кодовых слов с обнаружением и исправлением ошибок [2].

Недостатком этого способа является невысокая помехоустойчивость, обусловленная тем, что в нестационарных каналах связи с высоким уровнем помех будет присутствовать большое количество искаженных кодовых слов. Достоверность таких кодовых слов при исправлении ошибок будет низкой. Учет этих кодовых слов при определении наличия цикловой синхронизации наравне с неискаженными кодовыми словами снижает помехоустойчивость цикловой синхронизации.

Цель изобретения - увеличение помехоустойчивости цикловой синхронизации сообщений за счет того, что наличие цикловой синхронизации определяют с учетом качества канала связи.

Для достижения цели предложен способ адаптивной кодовой цикловой синхронизации, заключающийся в том, что принятую входную последовательность, представляющую собой сумму по модулю два слов циклического помехоустойчивого кода, нумерующей и синхронизирующей последовательностей, умножают на проверочный полином помехоустойчивого кода. В результате выделяют сумму нумерующей и синхронизирующей последовательностей. Далее последовательность умножают на проверочный полином нумерующей последовательности, после чего осуществляют обнаружение синхронизирующей последовательности, а затем выделяют нумерующую последовательность. Далее определяют вектор ошибок и осуществляют исправление ошибок в нумерующей последовательности. После этого сравнивают нумерующие и синхронизирующие последовательности с ранее принятыми и в результате сравнения определяют число совпадений нумерующих и синхронизирующих последовательностей с соответствующими нумерующими и синхронизирующими последовательностями ранее принятых кодовых слов, причем, если в результате сравнения числа совпадений с порогом будет превышение числом совпадений некоторого порога совпадений, принимают решение о наличии цикловой синхронизации в текущий момент времени. Далее вычитают нумерующие и синхронизирующие последовательности из кодовых слов и затем выполняют декодирование кодовых слов с обнаружением и исправлением ошибок. Новым является то, что число совпадений нумерующих и синхронизирующих последовательностей определяют с учетом качества канала связи. При этом целесообразно качество канала связи оценивать суммарной достоверностью принятых кодовых слов с совпавшими нумерующими и синхронизирующими последовательностями. В свою очередь, желательно достоверности принятых кодовых слов определять с учетом весов, величины которых зависят от кратности исправляемых в кодовом слове ошибок.

Осуществление способа адаптивной кодовой цикловой синхронизации рассмотрим на примере синхронизации каскадного кода.

На передающей стороне формируют входную последовательность. Для этого на передающей стороне исходное сообщение объемом k₁ m-ичных (m >1) символов вначале кодируют m-ичным помехоустойчивым кодом, например m-ичным помехоустойчивым кодом Рида-Соломона. Код Рида-Соломона является внешним кодом или кодом первой ступени помехоустойчивого каскадного кода.

В результате кодирования информации получают кодовое слово кода Рида-Соломона (n₁, k₁), информационная длина которого равна k₁, а блоковая - n₁ символов.

Далее информацию кодируют двоичным кодом, например двоичным кодом Боуза - Чоудхури - Хоквингема (БЧХ - коды) с проверочным многочленом h₁(x). Код БЧХ является внутренним кодом или кодом второй ступени помехоустойчивого каскадного кода. Код БЧХ имеет параметры: n - блоковая длина кода, k - информационная длина кода.

Исходной информацией для каждого слова кода БЧХ являются символы кода Рида-Соломона, рассматриваемые как последовательность двоичных символов. В результате кодирования кодом БЧХ получают n₁ двоичных слов кода БЧХ (n, k) или двоичную последовательность с₁.

Далее осуществляют сложение по модулю два символов кода БЧХ с символами нумерующей последовательности с₂. В качестве нумерующей последовательности выбирают двоичный код с блоковой длиной n и информационной длиной - k₂, например код Рида-Маллера (РМ) 1-го порядка (последовательность максимального периода) с проверочным многочленом h₂(x). Между номерами слов БЧХ в каскадном коде и информационной частью нумерующей последовательности (кода РМ) устанавливается взаимно однозначное соответствие. Первое слово БЧХ складывается с последовательностью, полученной в результате кодирования двоичной комбинации, соответствующей двоичной записи 1, кодом РМ, второе - в результате кодирования кодом РМ - 2 и т.д. Такое сложение выполняется со всеми словами кода БЧХ. Если проверочные многочлены суммируемых кодов h₁(x) и h₂(x) взаимно просты и являются делителями двучлена xⁿ+1, в результате будет получено n₁ слов циклического кода БЧХ с блоковой длиной n и информационной - k+k₂. Этот код будет иметь вполне определенное гарантированное минимальное кодовое расстояние и обладать определенными корректирующими свойствами.

Третья последовательность с₃, с которой складываются слова БЧХ, будет постоянная для всех слов последовательность длины n бит, нарушающая циклические свойства кода БЧХ. Такой последовательностью может быть любая последовательность, не являющаяся кодовым словом кода БЧХ, например, последовательность 10000...000.

На приемной стороне входную последовательность, сформированную в виде суммы трех последовательностей, используют для адаптивной кодовой цикловой синхронизации.

На чертеже приведена последовательность операций, иллюстрирующая процесс обработки входной последовательности на приемной стороне.

На приемной стороне вначале осуществляют прием входной последовательности.

Далее входную последовательность умножают на проверочный многочлен помехоустойчивого кода - h₁(x), а затем умножают последовательность на проверочный многочлен нумерующей последовательности - h₂(x). Таким образом, вычисляют синдром кода БЧХ или последовательности с₁ и кода РМ, или последовательности с₂.

При поступлении безошибочного слова синдром кода равен нулю и в результате вычисления синдрома будет получена n-k-k₂ разрядная двоичная комбинация d₀, соответствующая преобразованной синхронизирующей последовательности: d₀= h₁(x)•(h₂(x)•с₃.

При поступлении на вход слова с ошибками будет вычислена комбинация из некоторого множества { d_i}, i≠0, соответствующая сумме ненулевого синдрома кода s_i, и преобразованной синхронизирующей последовательности с₃: d_i=s_i⊕d₀. Далее, распознавая комбинацию d₀ либо комбинацию из множества {d_i}, осуществляют обнаружение синхронизирующей последовательности. Это возможно, если кратность ошибок лежит в пределах исправляющей способности кода, при этом на синхронизирующую последовательность будет наложен ненулевой синдром, значения которого для различных исправляемых комбинаций ошибок будут отличаться друг от друга. Комбинации синдрома для таких ошибок можно вычислить заранее и, например, поместить в таблицу.

Затем при обнаружении синхронизирующей последовательности в комбинации d₀ либо в комбинации из множества {d_i} осуществляют выделение нумерующей последовательности. Для неискаженного кодового слова нумерующая последовательность определяется после умножения входной последовательности на проверочный полином кода БЧХ h₁(x) и вычитания из полученной комбинации преобразованной синхронизирующей последовательности.

В случае приема входного кодового слова с ошибками осуществляется определение вектора ошибок и исправление ошибок в нумерующей последовательности. Коррекция соответствующих разрядов номера кода БЧХ выполняется путем распознавания разрядов синдрома, соответствующих синхронизирующей последовательности, в комбинации из множества {d_i} и определения вектора ошибок. При этом коррекция ошибок в выделенной нумерующей последовательности может выполняться, например, с помощью заранее составленных таблиц ошибок, выходом которых являются исправляемые векторы ошибок, а входом - распознаваемые комбинации синдрома.

Далее осуществляется сравнение принятых нумерующей и синхронизирующей последовательностей с соответствующими нумерующими и синхронизирующими последовательностями для ранее принятых кодовых слов.

Сравнение выделенной нумерующей последовательности с ранее принятыми нумерующими последовательностями заключается в проверке соответствия принятых номеров естественному порядку следования этих номеров. Также проводится сравнение взаимного расположения синхронизирующих последовательностей для принятых кодовых слов. Синхронизирующие последовательности должны отстоять друг от друга на расстоянии, кратном количеству бит в коде БЧХ - n.

Далее определяется число совпадений нумерующих и синхронизирующих последовательностей с учетом качества канала связи.

Качество канала связи определяется суммарной достоверностью принятых кодовых слов.

Оценка достоверности отдельного принятого кодового слова может выполняться, например, исходя из следующих соображений. Достоверность кодового слова определяется вероятностью необнаруженной ошибки при исправлении ошибок. При увеличении числа ошибок, исправленных в кодовом слове, возрастает вероятность необнаруженной ошибки (вероятность ложного декодирования) и уменьшается достоверность принятого кодового слова. Коэффициент необнаруженной ошибки [3], определяющий долю трансформаций в зависимости от количества исправляемых в кодовом слове ошибок β, оценивается по формуле

где k, n - информационная и блоковая длина кода, а t - количество ошибок, исправляемых в кодовом слове.

Оценка количества двоичных разрядов, используемых для обнаружения ошибок f, будет равна
f = n-k-log₂(C_n ⁰+C_n ¹+...+C_n ^t).

Достоверность кодового слова γ(t) при исправлении t ошибок будет оцениваться относительным числом разрядов кодового слова, используемых для обнаружения ошибок и запишется:

при этом достоверность кодового слова, в котором не было исправлено ни одной ошибки, равна 1.

Далее осуществляется сравнение числа совпадений с порогом.

В случае, если суммарная достоверность кодовых слов с совпавшими нумерующими и синхронизирующими последовательностями превысит некоторый заранее выбранный порог γ_max
∑γ_i(t)≥γ_max,
то выполняется цикловая синхронизация. Это означает, что входная информация поступает на дальнейшую обработку. Причем местоположение синхронизирующей последовательности однозначно определяет начало слов кода БЧХ, а нумерующая последовательность определяет положение первого слова БЧХ в каскадном коде или начало сообщения.

В предлагаемом способе количество кодовых слов с совпавшими нумерующими и синхронизирующими последовательностями, при котором принимается решение о наличии цикловой синхронизации, устанавливается в зависимости от качества канала связи. При высоком качестве канала связи число совпадений, при котором принимается решение о наличии цикловой синхронизации, уменьшается. Это объясняется тем, что в хорошем канале количество принятых неискаженных кодовых слов увеличивается. Достоверность принятия решения по неискаженным кодовым словам выше и для надежной синхронизации требуется прием меньшего числа кодовых слов. При ухудшении качества канала связи достоверность принятых кодовых слов уменьшается и для надежной синхронизации требуется большее число совпадений нумерующих и синхронизирующих последовательностей, поскольку часть кодовых слов принята с ошибками.

Максимальное число исправляемых ошибок в кодовом слове t и порог суммарной достоверности кодовых слов с совпавшими нумерующими и синхронизирующими последовательностями γ_max выбирают таким образом, чтобы обеспечить высокую вероятность цикловой синхронизации, не уступающую, по крайней мере, вероятности правильного приема слова помехоустойчивого каскадного кода без учета цикловой синхронизации. Оптимальный выбор указанных параметров обеспечивает существенное уменьшение вероятности неустановления цикловой синхронизации по сравнению с вероятностью неустановления цикловой синхронизации, достигаемой в прототипе.

Так, например, для каскадного кода, внутренним кодом которого является двоичный код БЧХ(31,16), а внешним кодом - код Рида - Соломона (24,16) над полем Галуа GF(2⁸), расчетная вероятность неустановления цикловой синхронизации в канале с независимыми ошибками при коэффициенте ошибок 0,05 составляет для метода, используемого в прототипе, 0,03. В то же время при рациональном выборе параметров t и γ_max, вероятность неустановления цикловой синхронизации с использованием предлагаемого метода составит около 3,8•10^-6.

После установления синхронизации осуществляют вычитание синхронизирующей и нумерующей последовательностей из кодовых слов. Поэтому рассматриваемый способ цикловой синхронизации не влияет на корректирующие свойства помехоустойчивого кода.

Далее выполняют декодирование кодовых слов с обнаружением и исправлением ошибок.

Отметим, что в рассматриваемом способе цикловая синхронизация осуществляется не только по безошибочным кодовым словам, но и по кодовым словам с ошибками. Это повышает помехоустойчивость цикловой синхронизации и позволяет осуществлять синхронизацию при более высоком уровне помех в канале связи, где количество неискаженных кодовых слов уменьшается.

В предлагаемом изобретении в отличие от известного способа при сравнении синхронизирующих и нумерующих последовательностей число совпавших нумерующих и синхронизирующих последовательностей, при котором определяют наличие цикловой синхронизации, изменяется в зависимости от качества канала связи. Качество канала связи оценивается суммарной достоверностью принятых кодовых слов и учитывает кратность исправляемых в кодовом слове ошибок. Каждому кодовому слову сопоставляется вес, характеризующий достоверность кодового слова при исправлении ошибок в этом кодовом слове. Учет кодовых слов с весами, характеризующими достоверность этих кодовых слов и качество канала связи, повышает помехоустойчивость цикловой синхронизации.

Достигаемым техническим результатом предлагаемого способа адаптивной кодовой цикловой синхронизации является повышение помехоустойчивости.

Источники информации:
1. Лосев В.В., Бродская Е.Б., Коржик В.И. Поиск и декодирование сложных дискретных сигналов / Под ред. В.И. Коржика. - М.: Радио и связь, 1988, стр. 136.

2. Бек Г.В., Богданович В.Н., Киреев О.П. Метод синхронизации сообщений. Сб. : Построение и анализ систем передачи информации. М.: Наука, 1980, стр. 84.

3. Элементы теории передачи дискретной информации под ред. Л.П. Пуртова, М., Связь, 1972, стр.129.

Изобретение относится к передаче дискретной информации и может быть использовано для цикловой синхронизации в системах помехоустойчивой защиты, в которых используются корректирующие, в частности каскадные коды. Технический результат - повышение помехоустойчивости цикловой синхронизации при работе в нестационарных каналах связи с переменными параметрами и высоком уровне помех. Технический результат достигается тем, что число совпадений нумерующих и синхронизирующих последовательностей, при котором определяют наличие цикловой синхронизации, учитывает качество канала связи. При этом качество канала связи оценивается суммарной достоверностью принятых кодовых слов с совпавшими нумерующими и синхронизирующими последовательностями. В свою очередь, достоверности принятых кодовых слов определяются с учетом весов, величины которых зависят от кратности исправляемых в кодовом слове ошибок. 1 ил.

Способ адаптивной кодовой цикловой синхронизации, заключающийся в том, что принятую входную последовательность, представляющую собой сумму по модулю два слов циклического помехоустойчивого кода, нумерующей и синхронизирующей последовательностей, умножают на проверочный полином помехоустойчивого кода, в результате этого выделяют сумму нумерующей и синхронизирующей последовательностей, далее последовательность умножают на проверочный полином нумерующей последовательности, после чего осуществляют обнаружение синхронизирующей последовательности, а затем выделяют нумерующую последовательность, далее обнаруживают ошибки в нумерующей последовательности и затем эти ошибки исправляют, после этого сравнивают нумерующие и синхронизирующие последовательности с ранее принятыми и в результате сравнения определяют число совпадений нумерующих и синхронизирующих последовательностей с соответствующими нумерующими и синхронизирующими последовательностями ранее принятых кодовых слов, причем если в результате сравнения числа совпадений с пороговым значением будет превышение числом совпадений некоторого порогового значения, принимают решение о наличии цикловой синхронизации в текущий момент времени и далее вычитают нумерующие и синхронизирующие последовательности из кодовых слов, отличающийся тем, что при этом число совпадений нумерующих и синхронизирующих последовательностей определяют с учетом качества канала связи, которое оценивают суммарной достоверностью принятых кодовых слов с совпавшими нумерующими и синхронизирующими последовательностями, причем достоверности принятых кодовых слов определяются с учетом весов, величины которых зависят от кратности исправляемых в кодовом слове ошибок.