Способ устойчивой кодовой цикловой синхронизации при применении жестких решений Российский патент 2022 года по МПК H04L7/08 H03L7/183 

Изобретение относится к технике связи для систем передачи дискретной информации и может быть использовано в системах помехоустойчивой защиты информации, в которых применяются корректирующие коды, в частности, каскадные коды.

При разработке устройств кодовой цикловой синхронизации актуальной задачей является повышение вероятности установления правильной синхронизации, и, следовательно, повышение вероятности приема достоверной информации в каналах связи с высоким уровнем помех. Под правильной синхронизацией понимают синхронизацию, которая обеспечивает прием достоверной информации.

В устройствах кодовой цикловой синхронизации синхронизирующие признаки передают словами помехоустойчивого кода, при этом используется избыточность кода и поэтому передача дополнительных синхронизирующих символов не требуется. В этом случае синхронизацию обеспечивают многократным повторением признаков синхронизации в различных словах внутреннего кода каскадного кода.

Предлагаемый способ кодовой цикловой синхронизации направлен на повышение вероятности установления правильной синхронизации в каналах связи с высоким уровнем помех.

Наиболее близким к предлагаемому способу является способ кодовой цикловой синхронизации для каскадного кода при применении жестких решений (прототип) [Патент РФ №2759801 МПК H04L 7/08, H03L 7/183, опубл. 18.11.2021, Бюл. №32). Этот способ заключается в том, что принятую входную последовательность, состоящую из нескольких следующих друг за другом слов, каждое из которых представляет собой поразрядную сумму по модулю два помехоустойчивого циклического кода, нумерующей последовательности и фазирующей последовательности, сначала умножают на проверочный полином помехоустойчивого циклического кода и, в результате умножения, получают сумму синдромов помехоустойчивого циклического кода, нумерующей последовательности и фазирующей последовательности. Затем полученную сумму умножают на проверочный полином нумерующей последовательности и получают сумму синдромов помехоустойчивого циклического кода и фазирующей последовательности, из этой суммы вычитают синдром фазирующей последовательности и получают синдром помехоустойчивого циклического кода, которому может соответствовать одна нумерующая последовательность или несколько нумерующих последовательностей. Каждому биту в непрерывной последовательности, равной числу бит в кодовом слове циклического помехоустойчивого кода, присваивают свою метку, повторяющуюся постоянно через промежуток времени, соответствующий передаче одного кодового слова. Поэтому такие метки определяют границы слов циклического помехоустойчивого кода и слов, образованных на стыке двух соседних слов циклического помехоустойчивого кода. Блоку из слов циклического помехоустойчивого кода и блокам из слов, образованных на стыке двух соседних слов циклического помехоустойчивого кода, назначают свои синхронизированные счетчики нумерующих последовательностей и их счетчики совпадений. В случае превышения или равенства числом, записанным в соответствующем счетчике совпадений, порогового значения, по окончании этой нумерующей последовательности принимают решение о кодовой цикловой синхронизации входной последовательности. Причем пороговое значение числа кодовых слов в синхронизирующей последовательности равно минимальному набору кодовых слов, требуемому для декодирования блока, и синхронизацию проводят по кодовым словам с числом ошибок в них не более исправляющей способности кодовых слов, получаемых после снятия с входной последовательности синхронизирующих символов. Для каждого слова блоков, соответствующего своей метке, синхронизированными счетчиками параллельно формируют полный набор нумерующих последовательностей. Значения этих синхронизированных счетчиков параллельно увеличивают на единицу через промежуток времени, соответствующий передаче одного кодового слова. При достижении синхронизированными счетчиками их максимального значения следующее значение счетчиков соответствует их начальному значению, и время цикла синхронизированного счетчика равно длительности нумерующей последовательности. Для каждого синхронизированного счетчика одной определенной нумерующей последовательности есть свой набор счетчиков совпадений для всех разных меток. Значения каждого синхронизированного счетчика из полного набора нумерующих последовательностей для каждой метки аппаратным способом параллельно сравнивают с номерами нумерующих последовательностей для соответствующего слова входной последовательности, которое анализируют в данный момент. При совпадении номера слова входной последовательности со значением синхронизированного счетчика нумерующей последовательности значение их счетчика совпадений увеличивают на единицу, в случае превышения или равенства числом, записанным в соответствующем счетчике совпадений, порогового значения по окончании этой нумерующей последовательности принимают решение о кодовой цикловой синхронизации входной последовательности. При этом сбрасывают в исходное состояние все счетчики совпадений. Если по окончании синхронизирующей последовательности в ее счетчике совпадений, соответствующем метке определенных слов входной последовательности, значение счетчика совпадений не достигло порогового значения, то только этот счетчик совпадений сбрасывают в исходное состояние.

Недостатком прототипа являются возможные срабатывания ложных синхронизаций для блоков, что снижает вероятность установления правильной синхронизации в каналах связи и приводит к снижению достоверности принятой информации.

Целью изобретения является повышение достоверности принимаемой информации за счет увеличения вероятности правильной синхронизации блока.

Новым является то, что с целью исключения возможных срабатываний ложной синхронизации блоков по окончании каждой нумерующей последовательности проводят сравнение этого значения счетчика совпадений и в случае превышения или равенства числа, записанного в этом счетчике совпадений, порогового значения со всеми счетчиками совпадений всех меток, то есть с 991 счетчиком. Если в каком-либо из этих счетчиков значение равно или больше значения этого счетчика совпадений, то по окончании этой нумерующей последовательности не принимают решение о кодовой цикловой синхронизации входной последовательности, при этом сбрасывают в исходное состояние только счетчик совпадений этой нумерующей последовательности, и продолжается операция правильной синхронизации блока. Если по окончании синхронизирующей последовательности в ее счетчике совпадений, соответствующем метке определенных слов входной последовательности, значение счетчика совпадений не достигло порогового значения, то только этот счетчик совпадений сбрасывают в исходное состояние.

Если по окончании каждой нумерующей последовательности значение ее счетчика совпадений превышает или становится равным пороговому значению и превышает значение любого счетчика совпадений всех меток, то принимают решение о кодовой цикловой синхронизации входной последовательности, при этом сбрасывают в исходное состояние все счетчики совпадений.

Новым также является то, что с целью максимального исключения срабатываний ложной синхронизации блоков после определения правильной синхронизации запускается счетчик на длительность передачи одного блока.

Если по окончании счета приходит подтверждение правильной синхронизации блока, то при дальнейшей передаче блоков все возможные срабатывания ложной синхронизации блоков игнорируются, а при каждой очередной передаче блока идет подтверждение правильной синхронизации блока. Если не приходит очередное подтверждение правильной синхронизации блока, то это означает либо окончание передачи сообщения, либо, в худшем случае, потерю блока, в таком случае алгоритм синхронизации переходит на поиск правильной синхронизации блока и нового подтверждения правильной синхронизации блока.

Предлагаемый способ кодовой цикловой синхронизации для каскадного кода при жестких решениях работает следующим образом.

На передающей стороне в качестве выходной информации формируют последовательность с₁ ⊕ c_2i ⊕ c_3n, представляющую собой поразрядную сумму по модулю два трех последовательностей: последовательности внутренних двоичных кодов каскадного кода с₁, нумерующей двоичной последовательности c_2i=c₂₁c₂₂c₂₃ … c_2n и фазирующей последовательности c_3n=с₃с₃с₃ … с₃, нарушающей циклические свойства исходного кода и состоящей из повторяющихся циклических последовательностей, где n - число слов кода БЧХ, c_2i - нумерующая последовательность для i-го слова БЧХ.

Для получения последовательности с₁ на передающей стороне исходную информацию объемом k m-ичных (m>1) символов кодируют m-ичным помехоустойчивым кодом, например, m-ичным помехоустойчивым кодом Рида - Соломона (PC). Код PC является внешним кодом или кодом первой ступени помехоустойчивого каскадного кода.

В результате такого кодирования исходной информации получают блок из слов кода PC (N, k), информационная длина которого k равна слову PC, а блоковая - N символов.

Далее блок информации, состоящий из слов PC, кодируют двоичным кодом, например двоичным кодом БЧХ с проверочным многочленом h₁(x). Код БЧХ является внутренним кодом или кодом второй ступени помехоустойчивого каскадного кода. Слово кода БЧХ имеет следующие параметры: n₁ - блоковая длина кода, k₁ - информационная длина кода. В результате кодирования блока из слов PC кодом БЧХ получают блок из N двоичных слов кода БЧХ (n₁, k₁), представляющих собой последовательность с₁.

Далее слова кода БЧХ суммируют по модулю два с нумерующей последовательностью c_2i. В качестве нумерующей последовательности выбирают двоичный код с блоковой длиной n₁ и информационной длиной k₂, например, код Рида-Маллера (РМ) первого порядка (последовательность максимального периода) с проверочным многочленом h₂(x). Информационная длина k₂ кода РМ соответствует двоичной записи номеров слов БЧХ. Между номерами слов БЧХ в каскадном коде и информационной частью нумерующей последовательности устанавливают взаимно однозначное соответствие. Первое слово БЧХ суммируют по модулю два с последовательностью, полученной в результате кодирования двоичной записи первого номера слова БЧХ кодом РМ, второе слово БЧХ суммируют по модулю два с последовательностью, полученной в результате кодирования двоичной записи второго номера слова БЧХ кодом РМ и так далее. Такую операцию суммирования выполняют со всеми словами кода БЧХ. Если проверочные многочлены h₁(x) и h₂(x) суммируемых кодов БЧХ и РМ взаимно просты и являются делителями двучлена xⁿ¹+1, в результате суммирования будет получено N слов циклического кода БЧХ с длиной n₁ и информационной длиной k₁+k₂. Этот код будет корректировать ошибки, число которых

е≤<r/log₂(n₁+1),

где r=n₁-k₁-k₂ - число проверочных символов кода.

Третья последовательность с₃, с которой суммируют слова БЧХ, будет постоянной последовательностью длиной n₁ бит для всех слов. Такой последовательностью может быть любая последовательность, не являющаяся кодовым словом кода БЧХ, например, последовательность 10000…000.

В реальных каналах возможны помехи, которые можно рассматривать как последовательность с₄, наличие единиц в которой соответствует размещению ошибок в словах. Для безошибочных слов последовательность с₄ содержит только нули.

Рассмотрим работу способа кодовой цикловой синхронизации для каскадного кода при применении жестких решений на примере двухступенчатого каскадного кода [РС(32, 16, 17), БЧХ(31, 16, 7)]. В кодере исходный блок информации 256 бит разбивают на два блока 16×8 бит, каждый из которых кодируют кодом PC. Кодером PC обычно осуществляют кодирование посредством умножения информационного вектора на порождающую матрицу кода. Операцию выполняют в поле Галуа GF(2⁸) в соответствии с порождающим полиномом

Р(х)=х⁸+х⁶+х³+х²+1

В результате кодирования блока 16×8 кодом PC получают тридцать два восьмиразрядных слова PC. Далее слова из двух блоков группируют по два и получают тридцать два шестнадцатиразрядных слова, которые кодируют кодом БЧХ.

Кодирование кодом БЧХ осуществляют в соответствии с проверочным многочленом

h₁(x)=х¹⁶+х¹²+x¹¹+х¹⁰+х⁹+х⁴+1

В качестве проверочного многочлена для нумерующей последовательности применяется многочлен

h₂(x)=х⁵+х²+1

Информация в виде последовательности с₁ ⊕ c_2i ⊕ c_3n ⊕ c₄, сформированной из четырех последовательностей, поступает на информационный вход устройства кодовой цикловой синхронизации. Обычно эта последовательность проходит через коррекционное устройство (КУ). КУ предназначено для синхронизации битов информации с частотой приема и восстановления формы этих битов при возможных искажениях. Вариант КУ, его структурная схема и описание функционирования приведены в источнике [В.И. Шляпобергский. Основы техники передачи дискретных сообщений. М.: «Связь», 1973, с. 275, рис. 5.15]. Далее последовательность записывают в накопитель информации. Одновременно эта последовательность проходит через два фильтра Хаффмена. В накопителе информации последовательность записывают в одно из двух оперативных запоминающих устройств (ОЗУ), пока не будет определен конец блока слов БЧХ, что должно соответствовать правильному определению кодовой цикловой синхронизации. После этого схема управления накопителя начнет запись последующей информации в другое ОЗУ, а из предыдущего ОЗУ начнется считывание информации для дальнейших операций ее обработки и декодирования. Использование накопителя информации, содержащего два ОЗУ, позволяет применить конвейерный способ обработки информации, обеспечив одновременную запись и считывание информации из накопителя информации, что повышает быстродействие способа кодовой цикловой синхронизации.

В фильтрах Хаффмена последовательность умножают на проверочные многочлены кодов БЧХ и РМ h₁(x) и h₂(x). Таким образом, в первом фильтре Хаффмена вычисляют синдром слова кода БЧХ последовательности c₁, а во втором фильтре Хаффмена - синдром кода РМ последовательности c_2i.

Для безошибочного слова синдром кода равен нулю, и в регистре синдрома будет записана комбинация b₀, соответствующая преобразованной в фильтрах Хаффмена последовательности с₃.

Для слов с ошибками, исправление которых возможно в пределах корректирующей способности кода, в регистре синдрома будет записана комбинация из некоторого множества {b_i}, соответствующая преобразованной в фильтрах Хаффмена последовательности с₃ ⊕ с₄ и однозначно определяющая комбинацию ошибок. Жесткое декодирование принятой последовательности позволяет исправлять не более (d-l)/2 ошибок, где d - минимальное кодовое расстояние слов кода БЧХ.

Блок дешифраторов при обнаружении в регистре синдрома комбинации b₀ или комбинации из множества {b_i} выдает на вход блока сумматоров по модулю два соответствующие комбинации для исправления ошибок.

В этот момент в регистре второго фильтра Хаффмена находится двоичная комбинация номеров, однозначно соответствующая последовательности c_2i, поскольку последовательность c₁ снимается первым фильтром Хаффмена, а последовательность с₃ является постоянной.

Эту двоичную комбинацию номеров с выхода регистра подают на другой вход блока сумматоров по модулю два. В блоке сумматоров по модулю два осуществляют коррекцию разрядов рассматриваемой комбинации номеров так, чтобы на его выходе была двоичная комбинация, соответствующая предполагаемому истинному номеру слова кода БЧХ. Комбинации синдрома, которые распознаются блоком дешифраторов, получают путем вычисления синдрома для каждой из возможных комбинаций ошибок. Пример построения блока дешифраторов представлен в источнике [Кларк Дж., мл., Кейн Дж. Кодирование с исправлением ошибок в системах цифровой связи: Пер. с англ. - М.: Радио и связь, 1987, с. 96-101].

В результате суммирования слов кода БЧХ (31, 16, 7) с нумерующей последовательностью получают слова кода БЧХ (31, 21, 5). Для слов кода БЧХ (31, 21, 5) вычисляют синдромы для однозначной коррекции их номеров до одной ошибки в слове. Для кода БЧХ(31, 21, 5) синдром соответствует десяти битам. Поэтому только двойным и тройным ошибкам в слове соответствует С²₃₁+С³₃₁=465+4495=4960 варианта. Причем 527 синдромам тройных ошибок соответствует по пять вариантов кодовых слов и 465 синдромам двойных и тройных ошибок соответствует один вариант кодового слова для двойной ошибки и по четыре варианта кодового слова для тройных ошибок. Следовательно, трансформированные слова, соответствующие 1860 вариантам кодовых слов с тройными ошибками, могут при синхронизации давать ложный номер как кодовое слово с двойной ошибкой. Откорректированные номера слова кода БЧХ с выхода блока сумматоров по модулю два параллельно поступают на вход схемы сравнения номеров.

Схема сравнения номеров содержит тридцать один список для тридцати двух синхронизированных счетчиков полного набора нумерующих последовательностей и 31×32=992 счетчика совпадений. В предлагаемом способе все варианты синхронизации для нумерующих последовательностей и слов входной последовательности учтены. Каждый список содержит тридцать два общих синхронизированных счетчика и соответствующие им тридцать два счетчика совпадений с возможностью записи в каждый из них максимального числа, равного N, где N - число слов кода БЧХ в блоке. Такое количество счетчиков в каждом списке исключает ложные затирания слов кода БЧХ во время кодовой синхронизации. Для декодирования блока каскадного кода требуется набор слов кода БЧХ не менее значения М, где М - минимальное количество слов кода БЧХ, достаточное для декодирования блока. С увеличением L, где L - пороговое значение количества слов для правильной кодовой синхронизации, уменьшается вероятность правильной кодовой цикловой синхронизации и вероятность ложной цикловой синхронизации. Для приема блока каскадного кода необходимо выполнение правильной кодовой цикловой синхронизации и выполнение декодирования блока каскадного кода. Поэтому для порогового значения правильной кодовой синхронизации при синхронизации по кодовым словам с максимально возможным количеством ошибок, исправляемым при жестких решениях, оптимальным решением будет L равно М. Для двухступенчатого каскадного кода [РС(32, 16, 17), БЧХ(31, 16, 7)] значения L и М равны шестнадцати.

С КУ синхронизирующие импульсы поступают в распределитель на длину слова БЧХ на основе счетчика Джонсона. Пример реализации варианта распределителя на основе счетчика Джонсона приведен в источнике [В.Л. Шило. Популярные цифровые микросхемы. Справочник. Москва. Металлургия, 1988, стр. 240, рис. 2.40]. Интервал между импульсами на каждом из выходов распределителя на основе счетчика Джонсона соответствует границам слов БЧХ или слов, образованных на стыке двух слов БЧХ, а сам импульс служит меткой. Сравнение номеров нумерующих последовательностей ведется только внутри списка одной метки, соответствующей границам слов, чьи номера анализируют в данный момент. Причем сравнение номеров входной последовательности и значений синхронизированных счетчиков полного набора нумерующих последовательностей внутри каждого списка проводят параллельно аппаратным способом. Проводят операцию нахождения откорректированным номерам нумерующих последовательностей равных значений синхронизированных счетчиков и увеличивают значения их счетчиков совпадений на единицу. Вариант полного набора нумерующих последовательностей для одной метки можно представить следующим образом: первый синхронизированный счетчик имеет значение 00000, значение второго синхронизированного счетчика на единицу больше значения первого синхронизированного счетчика, то есть 00001, значение третьего синхронизированного счетчика на единицу больше значения второго синхронизированного счетчика, то есть 00010 и так далее. Поэтому значение тридцать второго синхронизированного счетчика для этой метки будет 11111. Через некоторый интервал, соответствующий времени передаче одного кодового слова, значения синхронизированных счетчиков параллельно увеличивают на единицу, а тактом служит эта метка. Через интервал времени, соответствующий длительности передачи тридцати одного кодового слова, значения этих синхронизирующих счетчиков будут:

11111, 11110, 11101, 11100, …, 00010, 00001,00000.

Для полного набора нумерующих последовательностей можно применить один синхронизированный счетчик, а значения для остальных тридцати одного синхронизированных счетчиков получать суммированием. Например, значение второго синхронизированного счетчика получают суммированием единицы (00001) и значения первого синхронизированного счетчика, значение третьего синхронизированного счетчика получают суммированием числа два (00010) и значения первого синхронизированного счетчика и так далее. Значение тридцать второго синхронизированного счетчика получают суммированием числа тридцать один (11111) и значения первого синхронизированного счетчика.

Для кодового слова с двумя или тремя ошибками входной последовательности каждый из пяти вариантов номеров нумерующей последовательности внутри списка для этого слова параллельно сравнивают со значениями синхронизированных счетчиков полного набора нумерующих последовательностей и, если есть сравнения, то значения для всех соответствующих счетчиков совпадений за один такт увеличивают на единицу.

С целью исключения возможных срабатываний ложной синхронизации блоков по окончании каждой нумерующей последовательности проводят сравнение этого значения счетчика совпадений в случае превышения или равенства числом, записанным в этом счетчике совпадений, порогового значения, со всеми счетчиками совпадений всех меток, т.е. с 991 счетчиком. Если в каком-либо из этих счетчиков значение равно или больше значения счетчика совпадений по окончании этой нумерующей последовательности, то кодовая цикловая синхронизация входной последовательности не проводится, при этом сбрасывают в исходное состояние только счетчик совпадений этой нумерующей последовательности и продолжается операция правильной синхронизации блока. Если по окончании синхронизирующей последовательности в ее счетчике совпадений, соответствующем метке определенных слов входной последовательности, значение счетчика совпадений не достигло порогового значения, то только этот счетчик совпадений сбрасывают в исходное состояние.

Алгоритм сравнения по окончании каждой нумерующей последовательности значений их счетчиков совпадений с остальными 991 счетчиками совпадений меток может быть следующим. Когда синхронный счетчик досчитывает до конца, то значение его счетчика совпадений для соответствующей метки сравнивают с пороговым значением. Если значение этого счетчика совпадений равно или больше порогового значения, то формируют маркер логической «1». При значении этого счетчика совпадений меньше порогового значения, то для него и для счетчиков совпадений остальных 991 счетчиков совпадений формируют маркеры логического «0». Для каждой метки есть полный набор синхронных счетчиков из 32 штук. Каждое значение их счетчиков совпадений попарно сравнивают друг с другом. Значение первого счетчика совпадений сравнивают со значением второго счетчика совпадений, значение третьего счетчика совпадений сравнивают со значением четвертого счетчика совпадений, и так далее, значение тридцать первого счетчика совпадений сравнивают со значением тридцать второго счетчика совпадений. После сравнения на выход схемы поступает большее значение счетчика совпадений с его маркером. Для одной метки на первой ступени сравнивают 16 пар счетчиков совпадений, на последующих ступенях сравнивают соответственно 8 пар, 4 пары, 2 пары и одну пару счетчиков совпадений. Для каждой метки требуется пять ступеней сравнений и тогда на выход ее схемы сравнения поступает наибольшее значение счетчика совпадений со своим маркером. Далее аналогичным способом проводят сравнение счетчиков совпадений для тридцать одной метки, для чего требуется еще пять ступеней сравнений. Если на выходе общей схемы сравнения присутствует маркер логической «1», то это означает определение кодовой цикловой синхронизации. Если на выходе схемы сравнения присутствует маркер логического «0», то это означает отсутствие кодовой цикловой синхронизации.

Следовательно, если по окончании каждой нумерующей последовательности значение ее счетчика совпадений превышает или становится равным числу, записанному в этом счетчике совпадений, порогового значения и при сравнении больше значения любого счетчика совпадений всех меток, то принимают решение о правильной кодовой цикловой синхронизации входной последовательности, при этом сбрасывают в исходное состояние все счетчики совпадений.

С целью максимального исключения срабатываний ложной синхронизации блоков после определения правильной кодовой цикловой синхронизации запускают счетчик на промежуток времени, соответствующий длительности передачи одного блока. Если по окончании счета приходит подтверждение правильной кодовой цикловой синхронизации блока, то при дальнейшей передаче блоков все возможные срабатывания ложной синхронизации блоков внутри передаваемого блока игнорируют, то есть их счетчики совпадений сбрасываются, а при каждой очередной передаче блока идет подтверждение правильной кодовой цикловой синхронизации блока. Если не приходит очередное подтверждение правильной кодовой цикловой синхронизации блока, то это означает либо окончание передачи сообщения, либо, в худшем случае, потерю блока, в таком случае алгоритм синхронизации переходит на поиск правильной синхронизации блока и нового подтверждения правильной синхронизации блока.

Предлагаемый способ кодовой цикловой синхронизации для каскадного кода при применении жестких решений по сравнению с прототипом имеет более высокую вероятность правильной синхронизации блока.

Плотность распределения вероятности значения напряжения при передаче символа нуля на выходе согласованного фильтра для когерентной системы фазовой модуляции приведена в [Дж. Кларк, Дж. Кейн. Кодирование с исправлением ошибок в системах цифровой связи; пер. с англ. - М: Радио и связь, 1987, с. 20,рис. 1.3.].

Вероятность ошибки на бит при жестких решениях равна вероятности того, что q>0 и определяется формулой

что соответствует на рис. 1.3 площади фигуры под кривой p(q|0) до оси абсцисс q правее ее нуля.

- интеграл вероятностей [Г.Корн, Т. Корн. Справочник по математике для научных работников и инженеров М.: Издательство «Наука», 1973, с. 578].

- отношение сигнал/шум.

Вероятность несинхронизированных блоков информации можно определить следующей формулой

где

Р(≤t) - вероятность синхронизированных кодовых слов с исправляемыми t ошибками,

L - пороговое значение числа кодовых слов для синхронизации блока,

i - последовательность 0,1,…, (L-1).

где

р - средняя вероятность ошибок на бит, определяется по формуле (1),

t - максимальное число ошибок, которое можно исправить в каждом слове,

j - последовательность 0, 1, …, t,

n - количество бит в кодовом слове БЧХ.

Верхнюю границу вероятности одного варианта ложных синхронизаций на стыках кодовых слов для смещенных блоков можно оценить по следующей формуле

Верхнюю границу вероятности всех вариантов ложных синхронизаций на стыках кодовых слов для смещенных блоков можно оценить по следующей формуле

где - вероятность номера, соответствующего слову ложной нумерующей последовательности,

n - количество бит в кодовом слове,

L - пороговое значение числа кодовых слов для синхронизации блока,

N - количество слов в блоке,

i - последовательность 0, 1, …, (L-1),

k - последовательность 0,1, …, (L-1).

Вероятность правильной синхронизации блока для прототипа можно оценить по следующей формуле

В таблице 1 приведены значения вероятностей правильной синхронизации блока для прототипа в зависимости от отношения сигнал/шум.

Вероятность правильной синхронизации блока для предлагаемого способа устойчивой кодовой цикловой синхронизации при применении жестких решений можно оценить по следующей формуле

где Р_нс - вероятность несинхронизированных блоков информации,

Р_лс - вероятность всех вариантов ложных синхронизаций блоков информации,

n-1 - количество вариантов ложных нумерующих последовательностей,

n - количество бит в каждом кодовом слове блока,

Р_лс0 - вероятность ложной синхронизации для одного варианта ложных нумерующих последовательностей информации,

Р_лссm - вероятность одного варианта ложных синхронизаций на стыках кодовых слов для смещенных блоков, определяется формулой (4),

Р_полн - вероятность для одного варианта подавления ложных опережающих последовательностей синхронизации на стыках кодовых слов для смещенных блоков последовательностями правильной синхронизации. Ложные опережающие последовательности синхронизации на стыках кодовых слов превышают значения номеров в словах по сравнению с номерами кодовых слов истинной кодовой последовательности, поэтому окончание синхронизации этих ложных последовательностей происходит раньше окончания истинной кодовой последовательности.

где

L - пороговое значение числа кодовых слов для синхронизации блока,

N - количество слов в блоке,

i - последовательность 0, 1, …, (L-1),

j - последовательность 0, 1, …, (L-1),

с - последовательность 0, 1, …, (L-1).

Р_полн - вероятность одного варианта подавления ложными запаздывающими последовательностями синхронизаций на стыках кодовых слов для смещенных блоков последовательностей правильной синхронизации. Ложные запаздывающие последовательности синхронизации на стыках кодовых слов имеют меньшие значения номеров в словах по сравнению с номерами кодовых слов истинной кодовой последовательности, поэтому окончание этих ложных последовательностей синхронизации происходит позже окончания истинной кодовой последовательности.

где

L - пороговое значение числа кодовых слов для синхронизации блока,

N - количество слов в блоке,

i - последовательность 0, 1, …, (L-1),

j - последовательность 0, 1, …, (L-1),

k - последовательность 0, 1, …, L.

В таблице 2 приведены значения вероятности правильной синхронизации блока для предлагаемого способа при подавлении ложной синхронизации последовательностями правильной синхронизации блока в зависимости от отношения сигнал/шум.

В таблице 3 приведены значения вероятности правильной синхронизации блока для предлагаемого способа при подавлении ложной синхронизации подтверждениями правильной синхронизации блока в зависимости от отношения сигнал/шум.

Из значений вероятности правильной синхронизации блока, приведенных выше в таблицах, следует, что вероятность правильной синхронизации блока для предлагаемого способа выше вероятности правильной синхронизации блока для прототипа.

Достигаемым техническим результатом предлагаемого способа устойчивой кодовой цикловой синхронизации при применении жестких решений является повышение достоверности принимаемой информации за счет увеличения вероятности правильной синхронизации блока.

Изобретение относится к технике связи. Технический результат заключается в повышении достоверности принимаемой информации за счет увеличения вероятности правильной синхронизации блока. Такой результат достигается за счет способа кодовой цикловой синхронизации для каскадного кода при применении жестких решений, который относится к системам передачи дискретной информации. Входная последовательность состоит из нескольких следующих друг за другом слов, каждое из которых представляет собой поразрядную сумму по модулю два помехоустойчивого циклического кода, нумерующей последовательности и фазирующей последовательности. С целью исключения возможных срабатываний ложной синхронизации блоков по окончании каждой нумерующей последовательности проводят сравнение значения ее счетчика совпадений со всеми счетчиками совпадений остальных меток. Если по окончании каждой нумерующей последовательности значение ее счетчика совпадений превышает или становится равным пороговому значению и превышает значение любого счетчика совпадений всех меток, то принимают решение о кодовой цикловой синхронизации входной последовательности, при этом сбрасывают в исходное состояние все счетчики совпадений. Для максимального исключения срабатываний ложной синхронизации блоков после определения правильной синхронизации запускают счетчик на промежуток времени, соответствующий длительности передачи одного блока, и если по окончании счета приходит подтверждение правильной синхронизации блока, то при дальнейшей передаче блоков все возможные срабатывания ложной синхронизации игнорируют внутри истинных блоков из кодовых слов, а при каждой очередной передаче блока идет подтверждение правильной синхронизации блока. 1 з.п. ф-лы, 3 табл.

1. Способ устойчивой кодовой цикловой синхронизации при применении жестких решений, заключающийся в том, что принятую входную последовательность, состоящую из нескольких следующих друг за другом слов, каждое из которых представляет собой поразрядную сумму по модулю два помехоустойчивого циклического кода, нумерующей последовательности и фазирующей последовательности, сначала умножают на проверочный полином помехоустойчивого циклического кода и, в результате умножения, получают сумму синдромов помехоустойчивого циклического кода, нумерующей последовательности и фазирующей последовательности, затем полученную сумму умножают на проверочный полином нумерующей последовательности и получают сумму синдромов помехоустойчивого циклического кода и фазирующей последовательности, из этой суммы вычитают синдром фазирующей последовательности и получают синдром помехоустойчивого циклического кода, которому может соответствовать одна нумерующая последовательность или несколько нумерующих последовательностей, каждому биту в непрерывной последовательности, равной числу бит в кодовом слове циклического помехоустойчивого кода, присваивают свою метку, повторяющуюся постоянно через промежуток времени, соответствующий передаче одного кодового слова, поэтому такие метки определяют границы слов циклического помехоустойчивого кода и слов, образованных на стыке двух соседних слов циклического помехоустойчивого кода, блоку из слов циклического помехоустойчивого кода и блокам из слов, образованных на стыке двух соседних слов циклического помехоустойчивого кода, пороговое значение числа кодовых слов в синхронизирующей последовательности равно минимальному набору кодовых слов, требуемому для декодирования блока, и синхронизацию проводят по кодовым словам с числом ошибок в них не более исправляющей способности кодовых слов, получаемых после снятия с входной последовательности синхронизирующих символов, для каждого слова блоков, соответствующего своей метке, синхронизированными счетчиками параллельно формируют полный набор нумерующих последовательностей, значения этих синхронизированных счетчиков параллельно увеличивают на единицу через промежуток времени, соответствующий передаче одного кодового слова, при достижении синхронизированными счетчиками их максимального значения следующее значение счетчиков соответствует их начальному значению и время цикла синхронизированного счетчика равно длительности нумерующей последовательности, для каждого синхронизированного счетчика одной определенной нумерующей последовательности есть свой набор счетчиков совпадений для всех разных меток, значения каждого синхронизированного счетчика из полного набора нумерующих последовательностей для каждой метки аппаратным способом параллельно сравнивают с номерами нумерующих последовательностей для соответствующего слова входной последовательности, которое анализируют в данный момент, при совпадении номера слова входной последовательности со значением синхронизированного счетчика нумерующей последовательности значение их счетчика совпадений увеличивают на единицу, если по окончании синхронизирующей последовательности в ее счетчике совпадений, соответствующем метке определенных слов входной последовательности, значение не достигло порогового значения, то только этот счетчик совпадений сбрасывают в исходное состояние, отличающийся тем, что с целью исключения возможных срабатываний ложной синхронизации блоков по окончании каждой нумерующей последовательности проводят сравнение значения ее счетчика совпадений со значениями всех счетчиков совпадений остальных меток, в случае превышения или равенства числу, записанному в этом анализируемым счетчике совпадений, порогового значения и если в каком-либо из этих счетчиков меток значение равно или больше значения анализируемого счетчика совпадений или если значение анализируемого счетчика совпадения не достигло порогового значения по окончании этой нумерующей последовательности, тогда не принимают решение о кодовой цикловой синхронизации входной последовательности, при этом сбрасывают в исходное состояние только счетчик совпадений этой нумерующей последовательности и продолжают операцию определения правильной синхронизации блока, если по окончании каждой нумерующей последовательности значение ее счетчика совпадений превышает или становится равным пороговому значению и превышает значение любого счетчика совпадений всех меток, то принимают решение о кодовой цикловой синхронизации входной последовательности, при этом сбрасывают в исходное состояние все счетчики совпадений.

2. Способ по п. 1, отличающийся тем, что с целью максимального исключения срабатываний ложной синхронизации блоков после определения правильной синхронизации запускают счетчик на промежуток времени, соответствующий длительности передачи одного блока, и если по окончании счета приходит подтверждение правильной синхронизации блока, то при дальнейшей передаче блоков все возможные срабатывания ложной синхронизации игнорируют внутри истинных блоков из кодовых слов, а при каждой очередной передаче блока идет подтверждение правильной синхронизации блока, если не приходит очередное подтверждение правильной синхронизации блока, то это означает либо окончание передачи сообщения, либо, в худшем случае, потерю блока, в таком случае алгоритм синхронизации переходит по способу 1 на поиск правильной синхронизации блока и нового подтверждения правильной синхронизации блока.