Способ инжекторного декодирования сверточных кодов Российский патент 2021 года по МПК H03M13/23 H04L1/20 

Изобретение относится к области вычислительной техники, а именно к способам, реализуемым в устройствах, входящих в состав аппаратуры и программного обеспечения для систем коррекции ошибок при передаче, хранении, чтении и восстановлении цифровых данных. Оно может быть использовано, преимущественно, для декодирования сверточных кодов в каналах с большим уровнем шума, в частности, в спутниковых и космических сетях связи.

Техническая и экономическая польза применения систем кодирования и последующего исправления ошибок в принятых из канала сообщениях состоит в том, что кодирование при хорошем эффективном последующем декодировании на приемной стороне системы связи многократно повышает к.п.д. используемых каналов, что особенно важно для чрезвычайно дорогих спутниковых и космических линий и сетей связи.

Известен способ декодирования в системе помехоустойчивого кодирования сигналов в цифровой системе радиосвязи [RU 2573263, С2, Н03М 13/15, Н03М 13/23, 20.01.2016] путем преобразования входного сигнала в цифровой вид с помощью дельта-модуляции, заключающийся в том, что цифровое значение e_i очередного i-го отсчета определяется разностью между отсчетом входного сигнала x_i и формируемой аппроксимацией этого отсчета y_i, выраженной зависимостью:

и последующим избыточным кодированием цифровой информации помехоустойчивым циклическим или сверточным кодом, отличающийся использованием последовательности сверточного кода для повышения помехоустойчивости цифрового сигнала, кодированием одновременно пары отсчетов x_i,1 и x_i,2, позволяющим сохранить информационную скорость канала связи, равную скорости аналого-цифрового преобразования речевого сигнала.

Недостатком этого технического решения является относительно узкая область применения, поскольку способ предназначен, преимущественно, для декодирования речевых сигналов.

Наиболее близким по технической сущности к предложенному способу является способ многопорогового декодирования (МПД) в системе помехоустойчивого кодирования, который реализуется итеративным мажоритарным алгоритмом [В.В. Золотарев, Г.В. Овечкин. Помехоустойчивое кодирование. Методы и алгоритмы, с. 84. Справочник. - М., "Горячая линия - телеком", 2004, 124 с.], заключающийся в том, что после передачи по каналу связи информационные символы кода (поток U) направляют в информационный регистр, а проверочные символы (поток V) -в синдромный регистр последовательно расположенных итеративных корректирующих узлов, а используя затем пороговые элементы (ПЭ), являющиеся решающими активными элементами этих узлов, суммируют соответствующие символы синдрома, определяемые применяемым кодом, т.е. проверки и, если число q-ичных или двоичных символов на входах ПЭ превышает число любых других возможных одинаковых значений символов в проверках, то изменяют содержимое ячеек, с которых снимались сигналы, и декодируемый символ в крайних ячейках информационного регистра каждого итерационного блока, а также в разностном регистре узла.

Недостатком наиболее близкого технического решения является относительно низкая эффективность декодирования при высоком уровне шума.

Задача, которая решается в изобретении, направлена на повышение эффективности декодирования в условия высокого уровня шума.

Требуемый технический результат заключается в повышении эффективности декодирования путем обеспечения возможности достоверного декодирования при более высоком уровне шума.

Поставленная задача решается, а требуемый технической результат достигается тем, что, в способе, заключающемся в том, что, поток информационных символов направляют в информационный регистр, а поток проверочных символов направляют в синдромный регистр итеративных блоков, символы с выхода ячеек которого, определяемых кодом, направляют в пороговый элемент, являющийся решающим активным элементом декодера и в котором суммируют соответствующие символы синдромного регистра проверок, причем, если число двоичных или q-ичных (q>2) символов на входах порогового элемента превышает число любых других возможных одинаковых значений символов в проверках, то изменяют на противоположные символы в ячейках синдромного регистра, с которых снимались сигналы, и декодируемый символ в крайних ячейках каждого итеративного блока информационного регистра, а также соответствующие символы разностного регистра, согласно изобретению, для выбранной схемы коррекции ошибок вводят управление подключением проверок, поступающих на решающие активные элементы декодера, принимающих решения относительно информационных символов кода с использованием пороговых элементов, для обеспечения более достоверного исправлении ошибок относительно условий принятия решений при выполнении одинаковые вычислений со всеми проверками, поступающими на их входы, для чего к части активных элементов итеративных блоков, являющимися решающими активными элементами декодера, по мере снижения вероятностей ошибок в решениях этих активных элементов и продвижения данных по декодеру от входа к выходу подключают все большее число первоначально не использовавшихся проверок относительно декодируемых символов.

На чертеже представлена модель многопорогового декодера (МПД) для R=3/6 с тремя информационными регистрами 1I, 2I и 3I, с тремя синдромными регистрами 1S, 2S и 3S и n пороговыми элементами Т1…Tn,

Предложенный способ инжекторного декодирования сверточных кодов реализуется следующим образом.

Рассмотрим возможности предлагаемого инжекторного способа декодирования в системе помехоустойчивого кодирования сверточных кодов с помощью укрупненно представленного декодера типа МПД с большим числом последовательно расположенных п активных элементах декодера (АЭ), изображенного на чертеже для примера на кодовую скорость R=3/6.

Такой декодер содержит как более общий случай 3 информационных регистра 1I, 2I и 3I. С каждого из этих трех информационных регистров в соответствии с выбранным конкретным кодом на все три синдромных регистра 1S 2S и 3S поступают линейные комбинации информационных символов. Тем самым задается вариант декодера обычного кода с кратными скоростями, у которого такая же относительная избыточность, равная 100%, как и у кода для декодера, выбранного в качестве прототипа. Связи в этом примере на чертежи опущены, чтобы не перегружать его излишними деталями. В том числе, не указаны и разностные регистры. Это упрощает описание.

Коды с кратными скоростями хорошо известны и описаны, например, на с. 184-190 в [В.В. Золотарев, Ю.Б. Зубарев, Г.В. Овечкин. Многопороговые декодеры и оптимизационная теория кодирования. // Под редакцией академика РАН В.К. Левина. М., «Горячая линия - Телеком», 2012, 238 с.]. МПД, представленный на чертеже, основан на общих принципах мажоритарного декодирования. В нем в 3 информационных и 3 синдромных регистра поступают двоичные (или недвоичные) символы из канала связи, причем, после простейшего изменения через сумматоры по mod2 (или mod q) проверочные символы из канала связи преобразуются в символы синдрома и далее они из определенных синдромных регистров поступают в различные пороговые элементы 1Т, ……nT, число которых может составлять до нескольких сотен.

Для различного выбора R=k₀/n₀ изменяется только число информационных и проверочных символов в кодовом подблоке размера n₀, поступающем на каждом такте сдвига данных в декодер из канала. Заметим, что, несмотря на то, что характеристики кодов с кратными скоростями несколько лучше, чем у кодов с простыми значениями кодовых скоростей: R=1/2 или 1/3, или 4/5, основные свойства декодеров с кратными скоростями имеют все те же недостатки, что и декодеры для кодов с простыми значениями скоростей.

Рассматривая предложенный способ декодирования предположим, что вместо одинакового числа проверок поступающих на все пороговые элементы МПД со всех синдромных регистров для всех информационных регистров МПД, что соответствует некоторому кодовому расстоянию d₀, реализуемому в декодере, код преобразован так, что веса всех порождающих полиномов и. следовательно, количество формируемых ими проверок несколько уменьшено для всех первых (n₀-k₀-1) регистров синдрома, кроме последнего, (n₀-k₀)-го, например, самого нижнего третьего синдромного регистра на чертеже. Чтобы кодовое расстояние используемого нового кода не стало меньше и не привело к снижению корректирующей способности декодера, веса всех полиномов от всех информационных регистров для последнего синдромного регистра увеличиваются. Тогда в новом коде потенциальная корректирующая способность остается примерно такой же, как и в исходном варианте схемы декодирования.

Определим полезность такого очень неравномерного распределения проверок по синдромным регистрам.

Представим типичное множество проверок, которые подаются на тот или иной пороговый элемент в любом МПД декодере сверточного кода:

s₁=e₀+e₁+e_1v;

s₄=e₀+e₃+e₄+e_4v;

s₆=e₀+e₂+e₅+e₆e_6v,

Представленная для примера система из четырех проверок, которая может подаваться на некий АЭ, такова, что для используемых в МПД кодов всегда любая проверка в такой системе содержит собственно ошибку в декодируемом символе (здесь это е₀), а все другие ошибки во всем множестве проверок - обязательно различны. Системы проверок могут содержать от нескольких до нескольких десятков ошибок в качестве слагаемых в них. И важнейшее их свойство для сверточных кодов состоит в том, что размерность проверок, т.е. число слагаемых в них всегда различно. Оно растет от некоторого минимального их количества до многих десятков ошибок, входящих в проверку в качестве слагаемых. Но рост размерности приводит к снижению пользы от учета значения таких проверок в ПЭ, т.к. их значения все реже совпадают в большинстве из них со значением ошибки е₀ в проверяемом символе. Описанное выше перераспределение проверок с увеличением размерности проверок в одной из ветвей при правильном проектировании МПД декодера позволяет за счет повышения эффективности проверок из первых синдромных регистров повысить помехоустойчивость МПД, т.е. способность его работы при более высоком уровне шума, но при этом несколько ухудшая вероятность ошибки декодирования. При этом, на первом этапе такого декодирования используются только эти «хорошие» проверки из первых синдромных регистров с меньшей размерностью. Однако, при небольшом ухудшении характеристик декодирования такого типа использование на втором этапе коррекции ошибок уже всех проверок, в том числе, и из последнего синдромного регистра, позволяет снова добиться минимальной желаемой вероятности ошибки МПД, соответствующей полному использованию корректирующих возможностей теперь уже нового второго кода с тем же или примерно тем же кодовым расстоянием ~d₀.

Но успешная коррекция в новом МПД происходит, что очень важно, при несколько большем относительном уровне шума в канале по сравнению с исходным кодом с равномерным распределением проверок по синдромным регистрам.

Переходим к главному преимуществу предложенного изобретения.

Рост эффективности нового второго кода при аккуратном проектировании декодера обычно имеет место, но чаще всего оно оказывается недостаточно заметным. Размерности проверок, которые поступают в АЭ, оказываются в сверточных кодах весьма различными и поэтому очень неравными по их пользе и эффективности в тех АЭ, где они используются. Более того, одни и те же проверки, используемые в различных АЭ, постепенно, по мере продвижения по МПД повышают свою эффективность, так как число ошибок в декодере постепенно уменьшается. А это приводит к тому, что значения даже проверок большой размерности все чаще совпадают со значениями ошибок е₀ в декодируемых символах.

Конечно, при этом польза от проверок малой размерности из первых синдромных регистров все равно остается более высокой, чем при большой размерности. Эти высокоразмерные проверки сосредоточенные теперь, в основном, в последнем синдромном регистре, сначала мешают во входной части МПД декодера правильному декодированию. Поэтому они не используются и именно поэтому в декодере нужно сначала проверки большой размерности отключать от АЭ, а на правильно выбранных местах на последующих итерациях декодирования постепенно подключать уже и эти проверки к процессу декодирования. Именно эта возможность управления подключением проверок к некоторым АЭ, расположенным ближе к выходу декодера, и является особенностью патентуемого способа декодирования и сутью изобретения.

Алгоритм такого управления состоит в том, что в процессе декодирования к АЭ подключают (вводят, инжектируют) все более новые проверки по мере того, как их польза при их учете в работе АЭ будет нарастать в процессе продвижения данных от входа декодера к его выходу из-за общего снижения оставшегося числа ошибок декодирования после предыдущих АЭ. Такое постепенное подключение проверок к АЭ и есть инжекция (введение в процесс декодирования), что и является причиной названия этой модификации процесса МПД декодирования как инжекторного.

Способ инжекторного декодирования действительно применим к сверточным декодерам типа МПД и его эффективность существенна, несмотря на то, что, аналитически рассчитать этот сложный эффект практически невозможно.

Именно поэтому выбор конкретного алгоритма распределения весов проверок и количества итераций декодирования производился методами оптимизации, например, с помощью программных средств, описанных в [В.В. Золотарев, Ю.Б. Зубарев, Г.В. Овечкин. Многопороговые декодеры и оптимизационная теория кодирования. // Под редакцией академика РАН В.К. Левина. М., «Горячая линия - Телеком», 2012, 238 с], а также в [В.В. Золотарев. Теория кодирования как задача поиска глобального экстремума. // Под научной редакцией академика РАН Н.А. Кузнецова М., "Горячая линия - Телеком", 2018, 220 с.].

По результатам проведенных экспериментов было установлено, что обычный МПД со скоростью R=16/32 обеспечивал при отношении E_b/N₀=2,0 дБ в двоичном гауссовском канале для МПД с I=80 итерациями декодирования вероятность ошибки МПД на бит P_b(е)~10^-5. В то же время, инжекторный МПД с такими же параметрами декодера достиг аналогичного уровня по вероятности ошибки декодирования при E_b/N₀=1,7 дБ.

Полученный при столь высоком относительном уровне шума улучшенный на 0,3 дБ результат, когда пропускной способности С=1/2 гауссовского канала соответствует уровень E_b/N₀=0,2 дБ, следует признать весьма значимым, поскольку известно, что пропускная способность цифрового канала обладает свойством абсолютной упругости и поэтому принципиально недостижима даже теоретически. По данным, представленным в двух последних ссылках, предлагаемый способ легко реализуется аппаратно. Программная версия инжекторного МПД на языке С++ под ОС Windows на обычном ПК работает со скоростью более 30 Кбит/с декодированных символов, что также свидетельствует о возможности его действительно очень простой реализации даже на уровне ПО.

Таким образом, в предложенном способе достигается требуемый технический результат, заключающийся в повышении эффективности декодирования путем обеспечения возможности достоверного декодирования при более высоком уровне шума.

Изобретение относится к средствам для коррекции ошибок при передаче информации. Технический результат заключается в повышении эффективности декодирования. Поток информационных символов направляют в информационный регистр, а поток проверочных символов направляют в синдромный регистр итеративных блоков, символы с выхода которого направляют в пороговый элемент, являющийся решающим активным элементом декодера и в котором суммируют соответствующие символы синдромного регистра проверок. Если число двоичных или q-ичных (q>2) символов на входах порогового элемента превышает число любых других возможных одинаковых значений символов в проверках, то изменяют на противоположные символы в ячейках синдромного регистра, с которых снимались сигналы, и декодируемый символ в крайних ячейках каждого итеративного блока информационного регистра, а также соответствующие символы разностного регистра. Для выбранной схемы коррекции ошибок вводят управление подключением проверок, поступающих на решающие активные элементы декодера, принимающие решения относительно информационных символов кода с использованием пороговых элементов, по мере снижения вероятностей ошибок в решениях этих активных элементов подключают все большее число первоначально не использовавшихся проверок относительно декодируемых символов. 1 ил.

Способ инжекторного декодирования сверточных кодов, заключающийся в том, что поток информационных символов направляют в информационный регистр, а поток проверочных символов направляют в синдромный регистр итеративных блоков, символы с выхода ячеек которого, определяемых кодом, направляют в пороговый элемент, являющийся решающим активным элементом декодера и в котором суммируют соответствующие символы синдромного регистра проверок, причем если число двоичных или q-ичных (q>2) символов на входах порогового элемента превышает число любых других возможных одинаковых значений символов в проверках, то изменяют на противоположные символы в ячейках синдромного регистра, с которых снимались сигналы, и декодируемый символ в крайних ячейках каждого итеративного блока информационного регистра, а также соответствующие символы разностного регистра, отличающийся тем, что для выбранной схемы коррекции ошибок вводят управление подключением проверок, поступающих на решающие активные элементы декодера, принимающие решения относительно информационных символов кода, для обеспечения более достоверного исправления ошибок относительно условий принятия решений при выполнении одинаковых вычислений со всеми проверками, поступающими на их входы, для чего к части активных элементов итеративных блоков, являющихся решающими активными элементами декодера, по мере снижения вероятностей ошибок в решениях этих активных элементов и продвижения данных по декодеру от входа к выходу подключают все большее число первоначально не использовавшихся проверок относительно декодируемых символов.