СПОСОБ УСТОЙЧИВОЙ КОДОВОЙ ЦИКЛОВОЙ СИНХРОНИЗАЦИИ ПРИ ПРИМЕНЕНИИ ЖЕСТКИХ И МЯГКИХ РЕШЕНИЙ И МОДУЛЯЦИИ ПО ТИПУ СТЫКА С1-ФЛ Российский патент 2024 года по МПК H04L7/08 

Изобретение относится к технике связи для систем передачи дискретной информации и может быть применено 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 правильного установления синхронизации, и, следовательно, повышение вероятности правильно принимаемой 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 синхронизация обеспечивается многократным повторением признаков синхронизации в различных словах внутреннего кода каскадного кода.

Предлагаемый способ кодовой цикловой синхронизации при применении жестких и мягких решений и модуляции по типу стыка С1-ФЛ направлен на повышение достоверности принимаемой информации за счет высокой вероятности правильного установления синхронизации в каналах связи с большим уровнем помех.

Наиболее близким к предлагаемому способу (прототип) является способ устойчивой кодовой цикловой синхронизации при применении жестких и мягких решений [Патент РФ №2797444 МПК H04L 7/08, опубл. 06.06.2023, Бюл. №16], 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, 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, 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 анализируемом 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, 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, при этом в 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, при поступлении входной последовательности по каждому разряду этой последовательности принимают жесткое решение и одновременно параллельно для наименее ненадежных разрядов слов Боуза-Чоудхури-Хоквингема [БЧХ(31,21,5)] формируют векторы ошибок, которые представляют полный набор комбинаций ошибок на позициях наименее ненадежных разрядов слов и нулевые значения на остальных разрядах этих слов, принимаемую входную последовательность параллельно поразрядно суммируют по модулю два с каждым из этих векторов ошибок, при этом для нулевых векторов ошибок и жестких решениях входная последовательность не изменяется, далее принятую входную последовательность и последовательности, полученные в результате суммирования входной последовательности с ненулевыми векторами ошибок, параллельно умножают на проверочный полином помехоустойчивого циклического кода БЧХ(31,16,7) и в результате умножения получают суммы синдромов помехоустойчивого циклического кода, нумерующей последовательности и фазирующей последовательности, затем полученные суммы умножают на проверочный полином нумерующей последовательности и получают суммы синдромов помехоустойчивого циклического кода и фазирующей последовательности, из каждой этой суммы вычитают синдром фазирующей последовательности и получают синдромы помехоустойчивого циклического кода БЧХ(31,21,5), при жестких решениях и нулевом векторе при мягких решениях синхронизацию проводят по кодовым словам БЧХ(31,21,5) с числом ошибок в них не более исправляющей способности кодовых слов БЧХ(31,16,7), равной (d-1)/2, где d есть минимальное кодовое расстояние слов БЧХ(31,16,7), при мягких решениях синхронизацию проводят по кодовым словам БЧХ(31,21,5), число ошибок в которых соответствует не более (d-1) ошибке для кодовых слов БЧХ(31,16,7), для исправления ошибок мягкими решениями в кодовых словах БЧХ(31,21,5), содержащих ненадежные разряды, формируют векторы ошибок, количество которых зависит от выбора варианта схемы векторов ошибок, вариант схемы векторов ошибок характеризуется его максимальным числом различных векторов ошибок, при этом максимальное число различных векторов ошибок для каждого варианта равно 2^z, где z есть максимальное число ненадежных разрядов в слове, для которых формируют различные вектора ошибок данного варианта, для ненадежных разрядов в слове, превышающих число z, вектора ошибок не формируют, если после исправления мягкими решениями в кодовых словах БЧХ(31,21,5) останется не более двух ошибок, то эти ошибки исправляют жесткими решениями по синдромам кодовых слов БЧХ(31,21,5), для варианта, формирующего при мягких решениях шестнадцать векторов ошибок при четырех и более ненадежных разрядах в слове, все шестнадцать векторов ошибок различные, и при синхронизации для данного варианта максимальное количество исправляемых ошибок в слове БЧХ(31,21,5) может составить шесть.

Этот способ обеспечивает правильный прием информации для каналов со средней вероятностью ошибки на бит не более 1,4×10^-1 простую схемотехническую реализацию, высокую скорость передачи информации, но не обеспечивает достаточную достоверность, так как в нем не реализован алгоритм функционирования модуляции по типу стыка С1-ФЛ.

Модуляции по типу стыка С1-ФЛ обладает высокой помехоустойчивостью, простотой преобразования и выделения тактовой частоты [Лагутенко O.И. Модемы. Справочник пользователя. Издательство «Лань». Санкт-Петербург, 1997 г., с. 48-52]. Применение модуляции по типу стыка С1-ФЛ позволяет сузить спектр полезного сигнала, что в свою очередь позволит с использованием полосового фильтра (полоса пропускания соответствует спектру сигнала) увеличить чувствительность приемника, а следовательно, и помехоустойчивость, за счет того, что собственный шум усилителя, находящийся вне спектра полученного сигнала, ослабляется фильтром [П. Хоровиц, У. Хилл. Искусство схемотехники, т.3, гл. 15.12, с. 340].

Промодулированное излучение через воздушную среду направляют на приемник, который преобразует его в электрический сигнал. В частности, в аппаратуре атмосферной оптической линии связи, работающей на рассеянном излучении УФ-С диапазона, применяют в качестве приемника фотоэлектронный умножитель (ФЭУ). Для усиления токов ФЭУ применяют трансимпедансный усилитель.

Цель изобретения - предлагаемым способом устойчивой кодовой цикловой синхронизации при применении жестких и мягких решений и модуляции типа стыка С1-ФЛ обеспечить высокую достоверность принимаемой информации за счет высокой вероятности правильной синхронизации при применении жестких и мягких решений, обеспечить простую схемотехническую реализацию, высокую скорость передачи информации.

Структурная схема предлагаемого способа устойчивой кодовой цикловой синхронизации при применении жестких и мягких решений и модуляции по типу стыка С1-ФЛ приведена на фиг. 1. Предлагаемый способ устойчивой кодовой цикловой синхронизации при применении жестких и мягких решений и модуляции по типу стыка С1-ФЛ содержит коррекционное устройство 1, схему фиксирования значения бита и его качества 2, схему выбора наименее достоверных битов 3, счетчик Джонсона 4, схему формирования векторов ошибок 5, блок двухвходовых сумматоров 6, блок демодуляторов 7, блок фильтров Хаффмена 8, схему сравнения номеров 9, счетчик на длительность блока 10, регистр 11, накопитель информации 12, который состоит из схемы управления 13, оперативных запоминающих устройств ОЗУ1 14 и ОЗУ2 15.

Предлагаемый способ устойчивой кодовой цикловой синхронизации при применении жестких и мягких решений и модуляции по типу стыка С1-ФЛ 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 с₂=c₂₁c₂₂c₂₃…c_2n и фазирующей последовательности c_3n=c₃c₃c₃...с₃, нарушающей циклические свойства исходного кода и состоящей из повторяющихся циклических последовательностей, где n - число слов кода БЧХ, - 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 /с равна слову PC, а блоковая - N символов.

Далее блок информации, состоящий из слов PC, кодируют двоичным кодом, например двоичным кодом БЧХ с порождающим 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 c₁.

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 порождающим многочленом h₂(х). Информационная длина 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(х) и h₂(х) 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 e≤r/log₂(n₁+1), где r=n₁-k₁-k₂- число проверочных символов кода.

Третья последовательность c₃, с которой суммируются 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 устойчивой кодовой цикловой синхронизации при применении жестких и мягких решений и модуляции по типу стыка С1-ФЛ 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(x)=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 порождающим многочленом

h₁(x)=x¹⁶+x¹²+x¹¹+x¹⁰+x⁹+x⁴+1

В качестве порождающего многочлена для нумерующей последовательности применяют многочлен

h₂(х)=х⁵+х²+7

Информация в виде последовательности с₁⊕ c_2i ⊕ c_3n, сформированной из трех последовательностей, поступает на информационный вход схемы модулятора по типу стыка С1-ФЛ, на выходе которой формируется предназначенный для передачи в канал биимпульсный сигнал в соответствии с чертежом 4 ГОСТ 27232-87 (Стык аппаратуры передачи данных с физическими линиями).

Из канала информация в виде биимпульсных сигналов последовательности с₁ ⊕ c_2i ⊕ c_3n ⊕ с₄, сформированной из четырех последовательностей, поступает на информационный вход устройства кодовой цикловой синхронизации. Эта модулированная по типу стыка С1-ФЛ 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].

КУ для каждого бита последовательности вычисляет его качество, по которым формируется признак наименее достоверных битов. Далее последовательности из битов, соответствующих модуляции по типу стыка С1-ФЛ, их качества и признаков наименее достоверных битов поступают в накопитель информации. В накопителе информации биимпульсную последовательность, качество ее битов и признаки наименее достоверных битов, для учета задержек обработки в демодуляторе, схеме формирования векторов ошибок и блоке фильтров Хаффмена, записывают через регистр, чтобы не было потери битов, в одно из двух оперативных запоминающих устройств (ОЗУ), пока не будет определен конец блока слов БЧХ. Окончание блока должно соответствовать правильному определению кодовой цикловой синхронизации. После этого схема управления накопителя начнет запись последующей информации в другое ОЗУ, а из предыдущего ОЗУ начнет 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.

Схема фиксирования значения бита и его качества 2 с помощью интегратора КУ регистрирует значения метрик бита. Обоснование выбора значений метрик приведено в работе [И.А. Ромачева, С.А. Трушин. Устройство декодирования с мягкими решениями для двухступенчатого каскадного кода. // Труды IX Российской научно-технической конференции «Новые информационные технологии в системах связи и управления ». Калуга, 2010. - С. 356-357].

КУ для синхронизации битов информации с частотой приема определяет границы этих битов, что позволяет интегратору при возможных искажениях в канале для каждого бита вычислить его качество и для соответствующих битов назначить признаки наименее достоверных битов.

Признаки наименее достоверных символов поступают в схему формирования векторов ошибок 5. Для реализации мягких решений модулированная информация поступает на один из входов двухвходовых сумматоров по модулю два блока сумматоров 6. На другие входы двухвходовых сумматоров по модулю два поступает соответствующий вектор ошибок из схемы формирования векторов ошибок. На выходах двухвходовых сумматоров по модулю два блока сумматоров формируют модулированные кодовые слова с мягкими решениями. Вектор ошибок формируют в соответствии с известным алгоритмом Чейза, метод 2 [Кларк Дж., мл., Кейн Дж. Кодирование с исправлением ошибок в системах цифровой связи. М.: Радио и связь, 1987 г., с. 161., Р. Морелос-Сарагоса. Искусство помехоустойчивого кодирования. Методы, алгоритмы, применение. / Пер. с англ. - М.; Техносфера, 2006 г., с. 210-213]. В данном алгоритме всевозможные комбинации векторов ошибок формируют на [d/2] позициях наименее достоверных разрядов, где d - минимальное кодовое расстояние. Для кодового слова БЧХ(31,16,7) значение [d/2] равно трем. В предлагаемом способе комбинации векторов ошибок могут формировать на не более чем [d/2]+1 позициях наименее достоверных разрядов. Если слово БЧХ содержит более четырех наименее достоверных разрядов, то для варианта схемы шестнадцати векторов ошибок векторы ошибок формируют только для первых четырех позиций, а значения остальных разрядов, в том числе на местах наименее достоверных разрядов, остаются исходными. При модуляции по типу стыка С1-ФЛ каждому разряду слова БЧХ соответствует два бита, то есть тридцати одному разрядному слову БЧХ соответствует шестьдесят два бита модулированного слова БЧХ. Фрагмент схемы для формирования вариантов векторов ошибок и ее временная диаграмма приведены в работе [Ромачева И.А., Третьяков А.В., Трушин СА. Устройство цикловой синхронизации с мягкими решениями. Труды IX Российской научно-технической конференции «Новые информационные технологии в системах связи и управления». Калуга. 2010, с. 328-338, рис. 2].

Для исправления шести ошибок в предлагаемом способе на [d/2]+1 позициях для четырех наименее достоверных битов формируют пятнадцать ненулевых векторов ошибок, так как нулевой вектор формировать нет смысла, и еще до двух ошибок исправляют жесткими решениями после исправления четырех ошибок ненулевыми векторами ошибок. Поэтому потребуется проанализировать не более двадцати вариантов номеров. Один из векторов ошибок содержит только нули и он не искажает принятое слово БЧХ. В предлагаемом способе для нулевого вектора ошибок при мягких решениях или только жестких решениях исправление ошибок проводят по одному алгоритму с жестким исправлением не более трех ошибок в слове. На вход схемы формирования векторов ошибок поступает сигнал в виде логической «1» на позициях наименее достоверных битов, а на остальных позициях битов сигнал поступает в виде логического «0». Для шестнадцати векторов ошибок после поступления четырех бит с мягкими решениями формируют сигнал запрета, по которому на оставшихся позициях битов модулированного слова БЧХ, в том числе и для наименее достоверных битов, для вектора ошибок поступает сигнал в виде логического «0». Таким образом, для четырех битов с мягкими решениями формируют пятнадцать разных ненулевых векторов ошибок, которые параллельно побитно суммируют по модулю два с принимаемой биимпульсной входной информацией. При количестве битов с мягкими решениями менее четырех в схеме формирования шестнадцати векторов ошибок для последних из пятнадцати векторов ошибок идет повторение предыдущих различных векторов ошибок. Количество различных векторов ошибок равно 2^z, где z - число ненадежных битов в слове. Например, для двух битов с мягкими решениями формируют первые четыре разных вектора ошибок с учетом нулевого вектора ошибок, а остальные двенадцать векторов ошибок три раза повторяют первые четыре вектора ошибок. Для слова БЧХ, содержащего три ошибки, при жестких решениях для нулевого вектора формируют пять вариантов номеров, а для остальных пятнадцати ненулевых векторов, если их синдром соответствует не более чем двум ошибкам, формируют соответствующий номер. Если для некоторых из пятнадцати нулевых векторов их синдром соответствует только тройным ошибкам, то тогда формируют сигнал блокировки для игнорирования сравнения таких номеров этого слова.

Для формирования векторов ошибок надо знать позиции наименее достоверных битов в модулированных словах БЧХ в границах этих слов БЧХ. Возможные границы слов БЧХ можно определять по импульсам на выходах распределителя на основе счетчика Джонсона. Такты счетчика Джонсона должны совпадать с границами разрядов слов при демодуляции. Интервал между импульсами на каждом из выходов распределителя на основе счетчика Джонсона соответствует границам демодулированных слов БЧХ или слов, образованных на стыке двух демодулированных слов БЧХ, а сам импульс служит меткой. Пример реализации варианта распределителя на основе счетчика Джонсона приведен в источнике [В.Л. Шило. Популярные цифровые микросхемы. Справочник. Москва. Металлургия, 1988, с. 240, рис. 2.40].

С КУ синхронизирующие импульсы поступают на тактовый вход распределителя на основе счетчика Джонсона. Каждый вектор ошибок формируют в границах, соответствующих модулированным словам БЧХ и тридцати вариантам слов, образованных на стыке двух слов БЧХ.

Вектора ошибок, суммированные по модулю два с входной модулированной информацией, с выхода блока сумматоров поступают в блок демодуляторов 7 по типу стыка С1-ФЛ, на выходах которых формируются разряды для слов БЧХ.

С выходов блока демодуляторов разряды для слов БЧХ поступают в блок фильтров Хаффмена 8, где в фильтрах Хаффмена последовательность умножают на многочлены h₁(x)и h₂(x)для кодов БЧХ и РМ. Таким образом, в первом фильтре Хаффмена вычисляют синдром слова кода БЧХ последовательности с₁, 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 c₃.

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 ⊕ c₄ и однозначно определяющая комбинацию ошибок. Жесткое декодирование принятой последовательности позволяет исправлять не более (d-1)/2 ошибок, где d - минимальное кодовое расстояние слов кода БЧХ.

Блок дешифраторов при обнаружении в регистре синдрома комбинации b₀ или комбинации из множества 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 с₁ 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 распознает блок 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 вариантов. Причем 527 синдромам тройных ошибок соответствуют по пять вариантов кодовых слов для каждого синдрома, и 465 синдромам двойных и тройных ошибок для каждого такого синдрома 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 и, наоборот, для 465 кодовых слов с двойной ошибкой давать ложный номер как кодовое слово с тройной ошибкой. Минимальное кодовое расстояние слов БЧХ(31,21,5) равно пяти, поэтому при жестких решениях эти слова с числом ошибок более трех будут также соответствовать трансформированным словам с количеством ошибок не более трех и ложными номерами.

Откорректированные номера слов кода БЧХ с выхода блока сумматоров по модулю два для нулевого вектора ошибок и для остальных ненулевых векторов ошибок с выходов схем определения номеров слов параллельно поступают на входы схемы сравнения номеров 9. 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 для полного набора нумерующих последовательностей и соответствующие этому списку 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 и мягких 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 на тактовый вход распределителя на длину слова БЧХ на основе счетчика Джонсона. 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 проводят 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. Затем проводят операцию нахождения для откорректированных номеров 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 передачи 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 синхронизированных 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.

Кодовому слову с двумя или тремя ошибками входной последовательности, соответствующему жестким решениям, соответствуют пять вариантов номеров нумерующей последовательности. Для этого слова пять вариантов номеров нумерующей последовательности параллельно за один такт сравнивают внутри списка со значениями синхронизированных счетчиков полного набора нумерующих последовательностей и, если есть сравнения, то значения для всех соответствующих счетчиков совпадений увеличивают на единицу.

Для безошибочного кодового слова и кодового слова с одной ошибкой входной последовательности, соответствующих жестким решениям, пять вариантов номеров нумерующей последовательности одинаковые. Для этого слова номер нумерующей последовательности параллельно за один такт сравнивают внутри списка со значениями синхронизированных счетчиков полного набора нумерующих последовательностей и, если есть сравнение, то значение для соответствующего счетчика совпадений увеличивают на единицу.

Кодовому слову входной последовательности с мягкими решениями могут соответствовать двадцать вариантов номеров нумерующей последовательности. Для этого слова двадцать вариантов номеров нумерующей последовательности параллельно за один такт сравнивают внутри списка со значениями синхронизированных счетчиков полного набора нумерующих последовательностей и, если есть сравнения, то значения для всех соответствующих счетчиков совпадений увеличивают на единицу.

При исправлении ошибок кодовых слов входной последовательности только жесткими решениями для отсутствующих пятнадцати возможных вариантов номеров нумерующей последовательности с мягкими решениями формируют сигнал запрета на их сравнение внутри списка со значениями синхронизированных счетчиков полного набора нумерующих последовательностей.

С целью исключения возможных срабатываний ложной синхронизации блоков по окончании каждой нумерующей последовательности проводят сравнение этого значения счетчика совпадений со всеми счетчиками совпадений всех меток, т.е. с 991 счетчиком. Если по окончании этой нумерующей последовательности значение ее счетчика не достигло порогового значения или равно или меньше значений счетчиков совпадений в каком-либо из этих 991 счетчиков, то кодовая цикловая синхронизация входной последовательности не проводится, при этом сбрасывают в исходное состояние только счетчик совпадений этой нумерующей последовательности и продолжают операцию правильной синхронизации блока.

Алгоритм варианта 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», а для счетчиков совпадений остальных 991 счетчиков совпадений формируют маркеры логического «0». При значении этого счетчика совпадений меньше порогового значения 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 для тридцати одной метки проводят сравнение наибольших значений их счетчиков совпадений. Для этого 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 пороговому значению, а при сравнении больше значения любого счетчика совпадений всех остальных 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 этим определяется граница блока и 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 должно быть 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 устойчивой кодовой цикловой синхронизации при применении жестких и мягких решений и модуляции по типу стыка С1-ФЛ обеспечивает высокую достоверность принимаемой информации за счет высокой вероятности правильной синхронизации при применении жестких и мягких решений, обеспечивает простую схемотехническую реализацию. При этом алгоритм обработки информации реализован параллельно аппаратными решениями, что обеспечивает высокую скорость передачи информации.

Изобретение относится к области передачи дискретной информации. Техническим результатом является обеспечение высокой достоверности принимаемой информации, при этом обеспечивается высокая скорость передачи информации и простая схемотехническая реализация. В способе устойчивой кодовой цикловой синхронизации при применении жестких и мягких решений и модуляции по типу стыка С1=ФЛ в коррекционное устройство из канала поступает модифицированная информация типа стыка С1-ФЛ. Коррекционное устройство для каждого бита модулированной информации вычисляет его качество, по которому формируют признаки наименее достоверных битов, а для этих наименее достоверных битов формируют векторы ошибок. Векторы ошибок, суммированные по модулю два с входной биимпульсной информацией, поступают в блок демодуляторов, на выходах которых формируют разряды слов БЧХ и слов, образованных на стыках слов БЧХ. Далее эти слова поступают в блок фильтров Хаффмена для дальнейшего определения окончаний блоков. Из коррекционного устройства биимпульсную последовательность, соответствующую модулированной информации по типу стыка С1-ФЛ, качество ее битов, и признаки наименее достоверных битов, чтобы не было потери, записывают в накопитель информации через регистр, учитывающий задержки обработки в демодуляторе, схеме формирования векторов ошибок и блоке фильтров Хаффмена. 1 ил.

Способ устойчивой кодовой цикловой синхронизации при применении жестких и мягких решений и модуляции по типу стыка С1-ФЛ, заключающийся в том, что принятую входную последовательность и последовательности, полученные в результате суммирования входной последовательности с ненулевыми векторами ошибок, параллельно умножают на проверочный полином помехоустойчивого циклического кода БЧХ(31,16,7) и в результате умножения получают суммы синдромов помехоустойчивого циклического кода, нумерующей последовательности и фазирующей последовательности, затем полученные суммы умножают на проверочный полином нумерующей последовательности и получают суммы синдромов помехоустойчивого циклического кода и фазирующей последовательности, из каждой этой суммы вычитают синдром фазирующей последовательности и получают синдромы помехоустойчивого циклического кода БЧХ(31,21,5), при жестких решениях и нулевом векторе при мягких решениях синхронизацию проводят по кодовым словам БЧХ(31,21,5) с числом ошибок в них не более исправляющей способности кодовых слов БЧХ(31,16,7), равной (d-1)/2, где d есть минимальное кодовое расстояние слов БЧХ(31,16,7), при мягких решениях синхронизацию проводят по кодовым словам БЧХ(31,21,5), число ошибок в которых соответствует не более (d-1) ошибке для кодовых слов БЧХ(31,16,7), для исправления ошибок мягкими решениями в кодовых словах формируют векторы ошибок, количество которых зависит от выбора варианта схемы векторов ошибок, вариант схемы векторов ошибок характеризуется его максимальным числом различных векторов ошибок, при этом максимальное число различных векторов ошибок для каждого варианта равно 2^z, где z есть максимальное число ненадежных разрядов в слове, для которых формируют различные вектора ошибок данного варианта, для ненадежных разрядов в слове, превышающих число z, вектора ошибок не формируют, если после исправления мягкими решениями в кодовых словах БЧХ(31,21,5) останется не более двух ошибок, то эти ошибки исправляют жесткими решениями по синдромам кодовых слов БЧХ(31,21,5), для варианта, формирующего при мягких решениях шестнадцать векторов ошибок при четырех и более ненадежных разрядах в слове, все шестнадцать векторов ошибок различные, и при синхронизации для данного варианта максимальное количество исправляемых ошибок в слове БЧХ(31,21,5) может составить шесть, 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, 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, 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, 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, при этом в 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, отличающийся тем, что в коррекционное устройство из канала поступает модулированная информация типа стыка С1-ФЛ, коррекционное устройство для каждого бита модулированной информации вычисляет его качество, по которому формируют признаки наименее достоверных битов, а для этих наименее достоверных битов формируют векторы ошибок, векторы ошибок, суммированные по модулю два с входной биимпульсной информацией, поступают в блок демодуляторов, на выходах которых формируют разряды слов БЧХ и слов, образованных на стыках слов БЧХ, далее эти слова поступают в блок фильтров Хаффмена, из коррекционного устройства биимпульсную последовательность, соответствующую модулированной информации по типу стыка С1-ФЛ, качество ее битов, и признаки наименее достоверных битов, чтобы не было потери, записывают в накопитель информации через регистр, учитывающий задержки обработки в демодуляторе, схеме формирования векторов ошибок и блоке фильтров Хаффмена.