СПОСОБ КОДОВОЙ ЦИКЛОВОЙ СИНХРОНИЗАЦИИ Российский патент 2007 года по МПК H04L7/08 

Изобретение относится к способам кодовой цикловой синхронизации при передаче дискретной информации и может быть использовано для цикловой синхронизации помехоустойчивых циклических кодов, в частности каскадных кодов.

Предлагаемый способ кодовой цикловой синхронизации применим для синхронизации сообщений, передаваемых последовательностью слов помехоустойчивого циклического кода. При кодовой цикловой синхронизации синхронизирующие признаки передаются словами помехоустойчивого циклического кода. При этом не требуется передача специальных дополнительных синхронизирующих символов, а используется избыточность самого помехоустойчивого кода. Кодовая цикловая синхронизация может быть установлена при наличии искажений в принятых словах помехоустойчивого кода, не превышающих определенного порогового значения. После установления кодовой цикловой синхронизации, признаки синхронизации вычитают из слов помехоустойчивого кода, не уменьшая корректирующую способность кода. Наиболее эффективно использование кодовой цикловой синхронизации в помехоустойчивых каскадных кодах. В этом случае синхронизация обеспечивается путем многократного повторения признаков синхронизации в различных словах внутреннего кода каскадного кода.

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

Однако этот способ имеет недостаточную помехоустойчивость.

Наиболее близким к предлагаемому способу является способ кодовой цикловой синхронизации (прототип), заключающийся в том, что принятую входную последовательность, состоящую из нескольких следующих друг за другом слов, каждое из которых представляет собой сумму по модулю два помехоустойчивого циклического кода и синхронизирующей последовательности, делят на порождающий полином помехоустойчивого циклического кода. В результате деления получают сумму синдрома помехоустойчивого циклического кода и синхронизирующей последовательности. Далее из полученной суммы вычитают синхронизирующую последовательность и выделяют синдром помехоустойчивого циклического кода. Затем по синдрому помехоустойчивого циклического кода вычисляют комбинацию ошибок в помехоустойчивом циклическом коде и оценивают ее вес. Далее по весу комбинации ошибок вычисляют достоверности следующих друг за другом слов помехоустойчивого циклического кода. Затем эти достоверности суммируют вместе и, в случае превышения суммарной достоверности слов помехоустойчивых циклических кодов порогового значения суммарной достоверности, принимают решение о кодовой цикловой синхронизации входной последовательности [Патент РФ №2210870, МПК 7 Н 04 L 7/08. Зимихин Д.А., Квашенников В., В. Слепухин Ф.В. Способ адаптивной кодовой цикловой синхронизации, приор. 09.08.2001, опубл. 20.08.2003].

Недостатком этого способа является невысокая помехоустойчивость, обусловленная тем, что кодовую цикловую синхронизацию устанавливают по многократно повторенной короткой синхронизирующей последовательности, синхронизирующие свойства которой хуже, чем у длинной синхронизирующей последовательности.

Цель изобретения - увеличение помехоустойчивости кодовой цикловой синхронизации сообщений за счет того, что для синхронизации используют длинную синхронизирующую последовательность, синхронизирующие свойства которой лучше, чем у многократно повторенной короткой синхронизирующей последовательности.

Для достижения цели предложен способ кодовой цикловой синхронизации, заключающийся в том, что принятую входную последовательность, состоящую из нескольких следующих друг за другом слов, каждое из которых представляет собой сумму по модулю два помехоустойчивого циклического кода и синхронизирующей последовательности, делят на порождающий полином помехоустойчивого циклического кода. В результате деления получают сумму синдрома помехоустойчивого циклического кода и синхронизирующей последовательности. Далее из полученной суммы вычитают синхронизирующую последовательность и выделяют синдром помехоустойчивого циклического кода. Затем по синдрому помехоустойчивого циклического кода вычисляют комбинацию ошибок в помехоустойчивом циклическом коде и оценивают ее вес. Далее по весу комбинации ошибок вычисляют достоверности следующих друг за другом слов помехоустойчивого циклического кода. Затем эти достоверности суммируют вместе и, в случае превышения суммарной достоверности слов помехоустойчивых циклических кодов порогового значения суммарной достоверности, принимают решение о кодовой цикловой синхронизации входной последовательности. Новым является то, что выбирают одну синхронизирующую последовательность для N(N>1) следующих друг за другом помехоустойчивых циклических кодов, каждый помехоустойчивый циклический код суммируют с соответствующей частью этой синхронизирующей последовательности и суммарную достоверность помехоустойчивых циклических кодов вычисляют только для тех помехоустойчивых циклических кодов, которые были просуммированы с разными частями одной и той же синхронизирующей последовательности.

Причем с синхронизирующей последовательностью суммируют только проверочные части помехоустойчивых циклических кодов, и следующие друг за другом N помехоустойчивых циклических кодов, которые суммируют с одной синхронизирующей последовательностью, являются внутренними кодами одного каскадного кода.

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

На передающей стороне формируют входную последовательность, которую затем передают на приемную сторону. Для этого на передающей стороне исходное сообщение объемом К 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 (N, K), информационная длина которого равна К, а блоковая - N символов.

Далее информацию кодируют двоичным кодом, например двоичным кодом Боуза-Чоудхури-Хоквингема (БЧХ - коды) с порождающим многочленом g(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 f(x) для каждого слова кода БЧХ являются символы кода Рида-Соломона, рассматриваемые как двоичный полином степени k-1. Кодирование кода БЧХ p₁(x) выполняется по формуле

В результате кодирования кодом БЧХ всех символов кода Рида-Соломона получают N двоичных слов кода БЧХ(n, k) или двоичную последовательность, длина которой составляет nN бит.

Далее складывают по модулю два символы двоичной последовательности кодов БЧХ с символами двоичной синхронизирующей последовательности. В качестве синхронизирующей последовательности выбирают последовательность с хорошими синхронизирующими свойствами, например код Рида-Маллера (РМ) 1-го порядка (последовательность максимального периода). При этом синхронизирующую последовательность делят на части р₂(х) длины n-k символов каждая, и символы этих частей синхронизирующей последовательности суммируют с соответствующими n-k символами проверочной части соответствующего кода БЧХ: р₃(х)=p₁(x)+р₂(х). Для выполнения этой операции длина синхронизирующей последовательности должна быть не менее V=(n-k)N. Между словами БЧХ в каскадном коде и отрезками синхронизирующей последовательности (кода РМ) устанавливается взаимно однозначное соответствие. Проверочная часть первого слова БЧХ складывается с первым отрезком синхронизирующей последовательности, проверочная часть второго - со вторым отрезком синхронизирующей последовательности и так далее. Такое сложение выполняется со всеми словами кода БЧХ каскадного кода.

На приемной стороне входную последовательность, сформированную в виде суммы двух последовательностей, используют для кодовой цикловой синхронизации. В канале связи из-за искажений сигнала возникают ошибки и на кодовые слова кода БЧХ р₃(х) накладывается комбинация ошибок е(х). Поэтому входную последовательность на приемной стороне можно представить в виде:

На приемной стороне входную последовательность р₄(х) сначала делят на порождающий многочлен помехоустойчивого кода g(x):

Деление кода БЧХ p₁(x) на порождающий многочлен g(x), по определению кода, дает нулевой остаток. При делении отрезка синхронизирующей последовательности р₂(х) на порождающий многочлен g(x), синхронизирующая последовательность не изменяется, поскольку она наложена на проверочную часть кода и, значит, степень ее меньше степени порождающего многочлена. Деление комбинации ошибок е(х) на порождающий многочлен кода, по определению, дает в остатке синдром кода s(x). Таким образом, при делении входной последовательности на порождающий многочлен в остатке получают сумму синдрома кода БЧХ и отрезка синхронизирующей последовательности:

Далее, вычитая синхронизирующую последовательность р₂(х) из комбинации r(х), получают синдром помехоустойчивого кода s(x). По синдрому кода s(x) определяют комбинацию ошибок е(х) в помехоустойчивом циклическом коде БЧХ. Это возможно, если кратность ошибок лежит в пределах исправляющей способности кода. Комбинации ошибок е(х) для синдрома s(x) можно вычислить заранее и поместить, например, в таблицу. При этом определение ошибок в коде может выполняться с помощью таблицы ошибок, входом которой являются комбинации синдрома s(x), а выходом - комбинации ошибок е(х) в помехоустойчивом коде. Для получения таблицы ошибок сначала для всевозможных комбинаций ошибок е(х) вычисляют соответствующие синдромы s(x) кода, а затем помещают комбинации ошибок е(х) в таблицу ошибок по адресу s(x).

После определения комбинации ошибок вычисляют ее вес, то есть количество единиц в комбинации ошибок. Затем по весу ошибок оценивают достоверность принятого кода.

Оценка достоверности принятого кода выполняется 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 [Элементы теории передачи дискретной информации под ред. Л.П.Пуртова, М., Связь, 1972, стр.129], определяющий долю трансформаций в зависимости от количества исправляемых в кодовом слове ошибок β, оценивается по формуле

где k, n - информационная и блоковая длина кода соответственно,

t - количество ошибок, исправляемых в кодовом слове.

Оценка количества двоичных разрядов f, используемых для обнаружения ошибок, будет равна

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

При этом достоверность кодового слова, в котором не было обнаружено ни одной ошибки, будет равна 1. При увеличении числа ошибок в кодовом слове достоверность его уменьшается.

Качество канала связи определяется суммарной достоверностью принятых кодовых слов. Далее вычисляют суммарную достоверность следующих друг за другом помехоустойчивых циклических кодов БЧХ. При этом для вычисления суммарной достоверности используют достоверности только тех помехоустойчивых циклических кодов, которые просуммированы с различными частями одной и той же синхронизирующей последовательности.

В случае если суммарная достоверность кодовых слов превысит некоторое заранее выбранное пороговое значение достоверности γ_max:

то выполняется цикловая синхронизация. Это означает, что входная информация поступает на дальнейшую обработку. Местоположение синхронизирующей последовательности однозначно определяет начало первого помехоустойчивого циклического кода БЧХ в каскадном коде или начало сообщения.

В предлагаемом способе решение о цикловой синхронизации принимается в зависимости от суммарной достоверности принятых помехоустойчивых циклических кодов БЧХ. При высоком качестве канала связи количество принятых помехоустойчивых кодов, при котором принимается решение о цикловой синхронизации, уменьшается. Это объясняется тем, что в канале связи высокого качества количество принятых неискаженных кодовых слов увеличивается. Достоверность неискаженных кодовых слов выше, и для надежной синхронизации требуется прием меньшего числа кодовых слов. При ухудшении качества канала связи суммарная достоверность принятых кодовых слов уменьшается и для надежной синхронизации требуется большее число помехоустойчивых кодов, поскольку часть кодовых слов принята с ошибками.

Пороговое значение суммарной достоверности принятых кодовых слов γ_max выбирают таким образом, чтобы обеспечить высокую вероятность цикловой синхронизации, не уступающую, по крайней мере, вероятности правильного декодирования помехоустойчивого каскадного кода. При большой величине этого порогового значения, суммарной достоверности принятых кодовых слов может быть недостаточно для установления цикловой синхронизации, а при малой величине порогового значения возрастает вероятность ложной синхронизации. Оптимальный выбор указанного параметра обеспечивает высокую вероятность цикловой синхронизации и низкую вероятность ложной синхронизации.

Выбор величины порогового значения суммарной достоверности принятых кодовых слов покажем на примере каскадного кода, внутренним кодом которого является двоичный код БЧХ (31,16), а внешним кодом - код Рида-Соломона (24,16) над полем Галуа GF(2⁸). Длина синхронизирующей последовательности для этого каскадного кода будет равна 24·(31-16)=360 бит. В качестве синхронизирующей последовательности могут быть взяты первые 360 бит рекуррентной М-последовательности. Общая ее длина составляет 511 бит. Первые 360 бит этой последовательности разбивают на части, каждая из которых имеет длину 15 бит. Расчетная вероятность правильного приема каскадного кода в канале с независимыми ошибками при коэффициенте ошибок 0.07 равна 0.931. Синхронизация выполняется по кодам БЧХ, принятым без ошибок или с одиночной ошибкой. Расчетная вероятность приема кода БЧХ без ошибок на заданном канале равна 0.105, с исправлением одиночной ошибки - 0.246. Среднее количество безошибочно принятых кодов БЧХ в каскадном коде длины 24 составляет 2.520, среднее количество кодов БЧХ, принятых с одной ошибкой - 5.904. Достоверность безошибочного кода БЧХ согласно формуле (6) равна 1, кода БЧХ с одной ошибкой равна 0.667. Средняя суммарная достоверность принятых кодов БЧХ каскадного кода на заданном канале равна 1·2.520+0.667·5.904=6.458. С другой стороны, для надежной защиты от ложной синхронизации, как показывают результаты расчетов, достаточно приема трех неискаженных кодовых слов. Поэтому, суммарная достоверность может находиться в диапазоне значений 3<∑γ_i<6.458. В качестве порогового значения суммарной достоверности, обеспечивающей вероятность цикловой синхронизации не менее вероятности правильного приема каскадного кода и надежную защиту от ложной синхронизации, может быть выбрана величина γ_max=(3+6.458)/2=4.729.

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

В предлагаемом способе выполняется суммирование синхронизирующей последовательности только с проверочной частью кода БЧХ. Это позволяет выделять при приеме синхронизирующую последовательность. В прототипе синхронизирующую последовательность суммируют со всем кодом БЧХ, и поэтому выделяется преобразованная синхронизирующая последовательность, которая может не обеспечивать высокие синхронизирующие свойства.

В предлагаемом изобретении, в отличие от известного способа, используется в N (N>1) раз более длинная синхронизирующая последовательность. Синхронизирующие свойства последовательности определяются минимальным кодовым расстоянием этой последовательности от ее сдвигов вправо или влево на некоторое число разрядов. При большом минимальном кодовом расстоянии сдвиг синхронизирующей последовательности обнаруживают даже при наличии большого числа ошибок в канале связи. Поскольку длинная синхронизирующая последовательность имеет большее минимальное кодовое расстояние, чем короткая, то предлагаемый способ обеспечивает более высокую вероятность цикловой синхронизации. Например, минимальное кодовое расстояние М-последовательности, имеющей длину V бит, равна примерно V/2 и увеличивается пропорционально длине синхронизирующей последовательности.

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

Заявленный способ может быть использован для цикловой синхронизации помехоустойчивых циклических кодов (ПЦК), в частности каскадных кодов. Достигаемый технический результат - повышение помехоустойчивости цикловой синхронизации. Способ заключается в том, что на передающей стороне выбирают одну синхронизирующую последовательность для N следующих друг за другом кодовых слов, суммируют по модулю два проверочную часть кодовых слов с соответствующей частью этой синхронизирующей последовательности. На приемной стороне принятую входную последовательность, состоящую из нескольких следующих друг за другом кодовых слов, делят на порождающий полином ПЦК, получая сумму синдрома ПЦК и синхронизирующей последовательности. Из полученной суммы, вычитая синхронизирующую последовательность, выделяют синдром ПЦК. По синдрому ПЦК вычисляют комбинацию ошибок в ПЦК и оценивают ее вес. По весу комбинации ошибок вычисляют достоверности следующих друг за другом кодовых слов. Для проверочных частей кодовых слов вычисляют суммарную достоверность. В случае превышения суммарной достоверностью порогового значения, принимают решение о кодовой цикловой синхронизации входной последовательности. 1 з.п. ф-лы.

1. Способ кодовой цикловой синхронизации, заключающийся в том, что принятую входную последовательность, состоящую из нескольких следующих друг за другом кодовых слов, делят на порождающий полином помехоустойчивого циклического кода, в результате деления получают сумму синдрома помехоустойчивого циклического кода и синхронизирующей последовательности, далее из полученной суммы вычитают синхронизирующую последовательность и выделяют синдром помехоустойчивого циклического кода, затем по синдрому помехоустойчивого циклического кода вычисляют комбинацию ошибок в помехоустойчивом циклическом коде и оценивают ее вес, далее по весу комбинации ошибок вычисляют достоверности следующих друг за другом кодовых слов, затем эти достоверности суммируют вместе, и в случае превышения суммарной достоверностью порогового значения суммарной достоверности, принимают решение о кодовой цикловой синхронизации входной последовательности, отличающийся тем, что на передающей стороне выбирают одну синхронизирующую последовательность для N (N>1) следующих друг за другом кодовых слов, суммируют по модулю два проверочную часть кодовых слов с соответствующей частью этой синхронизирующей последовательности, и суммарную достоверность вычисляют только для проверочных частей кодовых слов.2. Способ по п.1, отличающийся тем, что следующие друг за другом N помехоустойчивых циклических кодов, которые суммируют с одной синхронизирующей последовательностью, являются внутренними кодами одного каскадного кода.