СПОСОБ МЯГКОГО ДЕКОДИРОВАНИЯ ПОМЕХОУСТОЙЧИВОГО КОДА Российский патент 2015 года по МПК H03M13/00 

Изобретение относится к области техники связи и может быть использовано для мягкого декодирования помехоустойчивого кода в системах передачи цифровых сообщений по каналам связи с высоким уровнем помех.

В системах связи для повышения вероятности доведения сообщений используют помехоустойчивые коды. Декодирование кодов возможно с жестким или мягким решениями, отличающимися числом корректируемых ошибок и сложностью технической реализации.

Количество корректируемых ошибок при жестком декодировании в пределах минимального кодового расстояния ограничивается величиной

,

где d - минимальное кодовое расстояние.

Для увеличения числа корректируемых ошибок применяют мягкое декодирование помехоустойчивого кода. Использование признаков достоверности символов помехоустойчивого кода при мягком декодировании позволяет приблизиться к числу корректируемых ошибок, выражаемых соотношением

,

что существенно повышает вероятность доведения сообщения по сравнению с жестким декодированием помехоустойчивого кода.

Однако использование полной информации о достоверности символов при мягком декодировании помехоустойчивого кода существенно увеличивает объем вычислений и усложняет алгоритм декодирования, а значит и время доведения сообщения. Поэтому при выборе способа мягкого декодирования помехоустойчивого кода целесообразно соблюдать разумный компромисс между вероятностью доведения сообщения и временем его доведения и учитывать при этом требования по вероятности доведения сообщения, предъявляемые к системе передачи сообщений.

Предлагаемый способ мягкого декодирования помехоустойчивых кодов определяет объем информации о достоверности символов, обеспечивающий заданную вероятность доведения сообщения. При этом минимизируется число необходимых для декодирования кода вычислений, что упрощает техническую реализацию способа.

Способ мягкого декодирования помехоустойчивых кодов может применяться в нестационарном канале связи с независимыми и группирующимися ошибками, качество которого изменяется со временем, и число ошибок в символах помехоустойчивых кодов для каждого приема сообщения может отклоняться от своего среднего значения.

Известен способ мягкого декодирования помехоустойчивых кодов, при котором на вход декодирующего устройства поступают n символов принятого помехоустойчивого кода с оценками достоверностей этих символов. В декодирующем устройстве помехоустойчивого кода эти символы сортируют по достоверности, выбирая сначала символы с наибольшей достоверностью, затем символы с меньшей, но следующей по величине достоверностью и так далее, пока не будет набрано n-s наиболее достоверных символов помехоустойчивого кода, где s=d-1 есть число наименее достоверных символов помехоустойчивого кода, a d - минимальное кодовое расстояние помехоустойчивого кода. Затем s наименее достоверных символов помехоустойчивого кода заменяют на стирания (символы, значения которых не определены) и выполняют жесткое декодирование помехоустойчивого кода с исправлением стираний, и в случае успешной попытки декодирования информационную часть помехоустойчивого кода подают на выход декодирующего устройства (Бородин Л.Ф. Введение в теорию помехоустойчивого кодирования. - М. - Советское радио. - 1968. - с.281-284).

Однако этот способ имеет низкую помехоустойчивость, обусловленную тем, что при попадании хотя бы одного искаженного символа в число n-s наиболее достоверных символов помехоустойчивый код будет декодирован неправильно.

Наиболее близким к предлагаемому способу является способ (прототип) мягкого декодирования помехоустойчивого кода, заключающийся в том, что на вход декодирующего устройства поступают n символов принятого помехоустойчивого кода с оценками достоверностей этих символов. В декодирующем устройстве помехоустойчивого кода эти символы сортируют по достоверности, выбирая сначала символы с наибольшей достоверностью, затем символы с меньшей, но следующей по величине достоверностью и так далее, пока не будет набрано n-s наиболее достоверных символов помехоустойчивого кода, где s есть число наименее достоверных символов помехоустойчивого кода. Затем формируют 2^s вариантов помехоустойчивого кода, в каждом из которых s наименее достоверных символов помехоустойчивого кода принимают всевозможные двоичные комбинации, начиная с комбинации из множества 0 и заканчивая комбинацией из множества 1, a n-s наиболее достоверных символов помехоустойчивого кода не изменяют. Далее выполняют жесткое декодирование всех 2^s вариантов помехоустойчивого кода и корректируют ошибки в каждом из этих вариантов. Затем каждый из 2^s вариантов декодированного помехоустойчивого кода сравнивают по расстоянию Хемминга с принятым помехоустойчивым кодом и получают совокупность 2^s расстояний Хемминга. Далее на выход декодирующего устройства подают информационную часть декодированного помехоустойчивого кода, соответствующего минимальному кодовому расстоянию Хемминга из совокупности 2^s расстояний Хемминга (Кларк Дж., мл. Кейн Дж. Кодирование с исправлением ошибок в системах цифровой связи. - Пер. с англ. - Радио и связь. - 1987. - с 160-165).

Недостатком этого способа является либо большая сложность реализации, либо невысокая помехоустойчивость, поскольку число наименее достоверных символов s помехоустойчивого кода выбирается заранее и не зависит от качества канала связи и достоверностей символов принятого помехоустойчивого кода.

Цель изобретения - повышение помехоустойчивости приема и снижение сложности реализации за счет того, что при мягком декодировании помехоустойчивых кодов число наиболее достоверных символов выбирается в зависимости от достоверности символов принятого помехоустойчивого кода.

Для достижения цели предложен способ мягкого декодирования помехоустойчивого кода, заключающийся в том, что на вход декодирующего устройства поступают n символов принятого помехоустойчивого кода с оценками достоверностей этих символов. В декодирующем устройстве помехоустойчивого кода эти символы сортируют по достоверности, выбирая сначала символы с наибольшей достоверностью, затем символы с меньшей, но следующей по величине достоверностью и так далее, пока не будет набрано n-s наиболее достоверных символов помехоустойчивого кода, где s есть число наименее достоверных символов помехоустойчивого кода. Затем формируют 2^s вариантов помехоустойчивого кода, в каждом из которых s наименее достоверных символов помехоустойчивого кода принимают всевозможные двоичные комбинации, начиная с комбинации из всех 0 и заканчивая комбинацией из всех 1, a n-s наиболее достоверных символов помехоустойчивого кода остаются неизменными. Далее выполняют жесткое декодирование всех 2^s вариантов помехоустойчивого кода и корректируют ошибки в каждом из этих вариантов. Затем каждый из 2^s вариантов декодированного помехоустойчивого кода сравнивают по расстоянию Хемминга с принятым помехоустойчивым кодом и получают совокупность 2^s расстояний Хемминга. Далее на выход декодирующего устройства подают информационную часть декодированного помехоустойчивого кода, соответствующего минимальному кодовому расстоянию Хемминга из совокупности 2^s расстояний Хемминга. Новым является то, что вначале в зависимости от достоверностей символов помехоустойчивого кода оценивают отношение сигнал-шум в канале связи. По отношению сигнал-шум определяют качество канала связи в виде средней вероятности ошибки на бит в канале связи. Затем вычисляют блоковое распределение вероятностей числа ошибок в помехоустойчивом коде и определяют максимальное число ошибок в помехоустойчивом коде, которое необходимо корректировать, чтобы вероятность правильного декодирования помехоустойчивого кода была не менее заданной величины, и далее по числу ошибок, которое необходимо корректировать в помехоустойчивом коде, оценивают значение величины s наименее достоверных символов помехоустойчивого кода. При этом отношение сигнал-шум в канале связи оценивают по нескольким последним принятым помехоустойчивым кодам с помощью процедуры рекуррентного оценивания с учетом 4 весовых коэффициентов для каждого из последних принятых помехоустойчивых кодов. Качество канала связи определяют как среднюю вероятность на бит в канале связи с учетом коэффициента группирования ошибок в канале связи. Распределение вероятности числа ошибок в помехоустойчивом коде вычисляют для канала связи по модели с независимыми ошибками или для канала связи с группированием ошибок по модифицированной модели Пуртова.

Рассмотрим осуществление предлагаемого способа мягкого декодирования помехоустойчивого кода.

На сигнал, передаваемый по каналу связи, воздействуют естественные и(или) искусственные (промышленные) помехи, что приводит к его искажению, и на приемной стороне после демодулятора некоторые символы помехоустойчивого кода, возможно, будут ошибочными.

Помимо жестких решений о значении каждого символа (0 либо 1) оценивают достоверности этих решений. Для получения оценок достоверности символов кода выполняют контроль качества канала связи. При контроле качества канала связи могут использоваться первичные статистические характеристики канала связи, например амплитуда сигнала на выходе интегратора демодулятора, уровень фонового шума (за пределами полосы передачи сигнала), искажения пилот-сигнала по частоте и фазе, отклонения спектра принятого сигнала от ожидаемого и т.д. При постоянной мощности передачи в канале связи в качестве оценок достоверности символов помехоустойчивого кода можно принять уровень фонового шума (за пределами полосы передачи сигнала, но вблизи этой полосы). В этом случае можно приближенно оценить отношение сигнал-шум в канале связи в зависимости от достоверности символов кода. Отношение сигнал-шум в канале связи запишется в виде

где Е_с - мощность сигнала,

U_ш - спектральная плотность фонового шума за пределами полосы передачи сигнала в предположении, что и в полосе передачи сигнала уровень фонового шума будет примерно таким же.

По отношению сигнал-шум в канале связи можно приближенно оценить среднюю вероятность ошибки в канале связи (коэффициент ошибок). Например, для модели канала связи с аддитивным белым гауссовским шумом (АБГШ) и когерентной ОФМ-2 (двукратной относительной фазовой модуляции) вероятность ошибки на бит оценивают формулой

где $$Q\left(x\right)=\frac{1}{\sqrt{2\pi }}{\displaystyle \underset{x}{\overset{\infty }{\int }}{e}^{-t^2/2}dt}$$ - интеграл вероятности.

Для биномиального канала по средней вероятности ошибки на бит можно вычислить блоковое распределение вероятностей числа ошибок в помехоустойчивом коде. Вероятность i ошибок в помехоустойчивом коде длины n символов будет равна

Вероятность правильного приема помехоустойчивого кода с коррекцией t ошибок тогда запишется в виде

В техническом задании на помехоустойчивую передачу сообщений обычно задают требуемое значение вероятности правильного приема помехоустойчивого кода Р_nnз достаточно близкое к 1 (0.99 и более). Число ошибок, которое должен корректировать помехоустойчивый код, определяют из формулы

которая задает неявное соотношение для вычисления значения t.

Из нелинейного соотношения (5) выразить величину t не представляется возможным, однако задачу определения величины t можно решить численным путем. Для различных значений t, начиная с 0 через 1, выполняют расчеты вероятности правильного приема помехоустойчивого кода согласно формуле (4). Значение t=t_nop, при котором впервые будет выполняться соотношение (5), является требуемой пороговой величиной числа корректируемых помехоустойчивым кодом ошибок.

Для помехоустойчивого кода определено значение минимального кодового расстояния, которое связано с числом корректируемых кодом ошибок t формулой

Если полученное из формулы (6) число корректируемых ошибок t≥t_nop, то корректирующая способность помехоустойчивого кода не меньше числа ошибок в сообщении и для правильного приема сообщения достаточно жесткого декодирования кода - в этом случае можно не использовать мягкое декодирование.

Для случая t≤t_nop требуется мягкое декодирование помехоустойчивого кода за пределами минимального кодового расстояния с использованием достоверностей символов кода.

При мягком декодировании на вход декодирующего устройства поступают n символов принятого помехоустойчивого кода с оценками достоверностей этих символов. В декодирующем устройстве помехоустойчивого кода эти символы сортируют по достоверности, выбирая сначала символы с наибольшей достоверностью, затем символы с меньшей, но следующей по величине достоверностью и так далее, пока не будет набрано n-s наиболее достоверных символов помехоустойчивого кода, где s есть число наименее достоверных символов помехоустойчивого кода. При этом число наименее достоверных символов s оценивается по формуле

Затем формируют 2^s вариантов помехоустойчивого кода, в каждом из которых s наименее достоверных символов помехоустойчивого кода принимают всевозможные двоичные комбинации, начиная с комбинации из множества 0(0…0) и заканчивая комбинацией из множества 1(1…1), а n-s наиболее достоверных символов помехоустойчивого кода остаются неизменными. Далее выполняют жесткое декодирование всех 2^s вариантов помехоустойчивого кода и корректируют ошибки в каждом из этих вариантов помехоустойчивого кода. При полном переборе 2^s вариантов помехоустойчивого кода корректируются s наименее достоверных символов, где наиболее вероятно расположены ошибки, а оставшиеся t ошибок корректируются при жестком декодировании помехоустойчивого кода, поэтому общее число корректируемых ошибок согласно формуле (7) будет не менее t_nop, что соответствует качеству канала связи.

Затем каждый из 2^s вариантов декодированного помехоустойчивого кода сравнивают по расстоянию Хемминга с принятым помехоустойчивым кодом и получают совокупность 2^s расстояний Хемминга. Далее на выход декодирующего устройства подают информационную часть декодированного помехоустойчивого кода, соответствующего минимальному кодовому расстоянию Хемминга из совокупности 2^s расстояний Хемминга.

Отношение сигнал-шум в канале связи оценивают по нескольким последним принятым помехоустойчивым кодам с помощью процедуры рекуррентного оценивания с учетом весовых коэффициентов для каждого из последних принятых помехоустойчивых кодов. Чем больше время приема помехоустойчивого кода отстоит от текущего момента времени, тем меньше информации дают достоверности символов кода об отношении сигнал-шум в данный момент времени. Поэтому для оценивания отношения сигнал-шум в данный момент времени можно использовать формулу

где γ_i, i=-k…0 - средние достоверности символов кода,

а α_i, i=-k…0 - соответствующие весовые коэффициенты, для которых выполняются условия нормировки

Выбор значений весовых коэффициентов определяется характером распределения ошибок в канале связи. В стационарном канале с примерно равномерным распределением числа ошибок в каждом помехоустойчивом коде, значения весовых коэффициентов должны быть примерно одинаковыми, а в нестационарном канале связи, качество которого изменяется со временем и число ошибок в символах помехоустойчивых кодов для каждого приема сообщения может существенно отклоняться от своего среднего значения, наибольшие значения весовых коэффициентов целесообразно выбирать для помехоустойчивых кодов, принятых вблизи текущего момента времени.

Основной характеристикой качества канала связи является средняя вероятность ошибки на бит. Эта характеристика однозначно определяет качество канала с независимыми ошибками. Для канала связи по модели с независимыми ошибками распределение вероятности числа ошибок в помехоустойчивом коде определяют по формуле (3).

Однако качество канала связи с группированием ошибок целесообразно определять в виде средней вероятности ошибки на бит в канале связи с учетом коэффициента группирования ошибок в канале связи по модифицированной модели Пуртова (Самойлов В.М. Обобщенная аналитическая модель канала с групповым распределением ошибок. // Вопросы радиоэлектроники, сер. ОВР, вып.6, 1990, - с.151-156).

При этом среднюю вероятность ошибки на бит p в канале связи и коэффициент группирования ошибок а вычисляют по формулам

где λ₁ - частота безошибочного приема кодового слова длины n₁ бит, равная отношению числа безошибочно принятых кодовых слов к общему числу переданных слов (оценка вероятности безошибочного приема), λ₂ -тоже для блока длины n₂ бит.

Для канала связи с группированием ошибок по модифицированной модели Пуртова вероятность t и более ошибок (t≥2) в блоке длины n бит выражается соотношением

где $$\nu \left(t,n\right)=\frac{p}{1-{\left(1-p\right)}^{{(\frac{n}{t})}^{(1-a+a\times t/n)}}},\left(13\right)$$

и вместо формулы (3) следует использовать формулу (12).

Таким образом, используя достоверности принятых символов помехоустойчивого кода, можно заранее примерно оценить число ошибок в помехоустойчивом коде и выбрать тот алгоритм мягкого декодирования кода, который позволит корректировать эти ошибки при минимальном количестве требуемых для этого вычислительных операций. При этом возможно не только снижение сложности реализации способа, но и повышение помехоустойчивости приема за счет выбора алгоритма декодирования, соответствующего числу ошибок в помехоустойчивом коде.

Достигаемым техническим результатом предлагаемого способа мягкого декодирования помехоустойчивого кода является повышение помехоустойчивости приема сообщения и снижение сложности реализации.

Изобретение относится к технике связи и может быть использовано для мягкого декодирования помехоустойчивого кода в системах передачи цифровых сообщений по каналам связи с высоким уровнем помех. Технический результат - повышение помехоустойчивости приема. Для этого в способе в зависимости от достоверностей символов помехоустойчивого кода оценивают отношение сигнал-шум в канале связи, по отношению сигнал-шум определяют качество канала связи, затем вычисляют блоковое распределение вероятностей числа ошибок в помехоустойчивом коде и определяют максимальное число ошибок в помехоустойчивом коде, которое необходимо корректировать, далее по числу ошибок оценивают значение величины s наименее достоверных символов помехоустойчивого кода. Затем формируют 2^s вариантов помехоустойчивого кода, далее выполняют жесткое декодирование всех 2^s вариантов помехоустойчивого кода и корректируют ошибки в каждом из этих вариантов, затем каждый из 2^s вариантов декодированного помехоустойчивого кода сравнивают по расстоянию Хемминга с принятым помехоустойчивым кодом и получают совокупность 2^s расстояний Хемминга, далее на выход декодирующего устройства подают информационную часть декодированного помехоустойчивого кода, соответствующего минимальному кодовому расстоянию Хемминга из совокупности 2^s расстояний Хемминга. 3 з.п. ф-лы.

1. Способ мягкого декодирования помехоустойчивого кода, заключающийся в том, что на вход декодирующего устройства поступают n символов принятого помехоустойчивого кода с оценками достоверностей этих символов, в декодирующем устройстве помехоустойчивого кода эти символы сортируют по достоверности, выбирая сначала символы с наибольшей достоверностью, затем символы с меньшей, но следующей по величине достоверностью и так далее, пока не будет набрано n-s наиболее достоверных символов помехоустойчивого кода, где s есть число наименее достоверных символов помехоустойчивого кода, затем формируют 2^s вариантов помехоустойчивого кода, в каждом из которых s наименее достоверных символов помехоустойчивого кода принимают всевозможные двоичные комбинации, начиная с комбинации из множества 0 и заканчивая комбинацией из множества 1, a n-s наиболее достоверных символов помехоустойчивого кода остаются неизменными, далее выполняют жесткое декодирование всех 2^s вариантов помехоустойчивого кода и корректируют ошибки в каждом из этих вариантов, затем каждый из 2^s вариантов декодированного помехоустойчивого кода сравнивают по расстоянию Хемминга с принятым помехоустойчивым кодом и получают совокупность 2^s расстояний Хемминга, далее на выход декодирующего устройства подают информационную часть декодированного помехоустойчивого кода, соответствующего минимальному кодовому расстоянию Хемминга из совокупности 2^s расстояний Хемминга, отличающийся тем, что вначале в зависимости от достоверностей символов помехоустойчивого кода оценивают отношение сигнал-шум в канале связи, по отношению сигнал-шум определяют качество канала связи в виде средней вероятности на бит в канале связи, затем вычисляют блоковое распределение вероятностей числа ошибок в помехоустойчивом коде и определяют максимальное число ошибок в помехоустойчивом коде, которое необходимо корректировать, чтобы вероятность правильного декодирования помехоустойчивого кода была не менее заданной величины, и далее по числу ошибок, которое необходимо корректировать в помехоустойчивом коде, оценивают значение величины s наименее достоверных символов помехоустойчивого кода.

2. Способ по п.1, отличающийся тем, что отношение сигнал-шум в канале связи оценивают по нескольким последним принятым помехоустойчивым кодам с помощью рекуррентного оценивания с учетом весовых коэффициентов для каждого из последних принятых помехоустойчивых кодов.

3. Способ по п.1, отличающийся тем, что качество канала связи определяют в виде средней вероятности ошибки на бит в канале связи с учетом коэффициента группирования ошибок в канале связи.

4. Способ по п.1, отличающийся тем, что распределение вероятностей числа ошибок в помехоустойчивом коде определяют для канала связи по модели с независимыми ошибками или для канала связи с группированием ошибок по модифицированной модели Пуртова.