Пороговый декодер сверточного кода Советский патент 1985 года по МПК H03M13/23 

Изобретение относится к технике связи и может быть использовано в устройствах полшхоустойчивого кодирова;;ня в дескретньтх каналах с гран лированием ошибок. Целью изобретения является повышение помехоустойчивости декодирова н ия. На чертеже изображена стру:ктурна электрическая схема порогового деко дера сверточного кода. Прроговый декодер сверточного ко содержит кодер 1, корректор 2 ошиб блок 3 вычисления составных проверок пороговый блок, 4. Блок 3 вычиб ления составных проверок содержит сумматоры 5, 6 и 7 по модулю 2, регистры сдвига 8-17, элементы НЕ 18Принцип декодирования сверточны кодов, используемьй в предлагаемом пороговом декодере, заключается в следующем. В пороговом декодере повышение помехоустойчивости декодирования достигается за счет снижения вероя :Ности размножения ошибок при превы шении шумами корректирующей способ ности кода путем выявления пакетов единиц на выходе кодера 1. Данны декодер предназначен для декодировання диффузионного сверточного ко да со скоростью 1/2, задаваемого полиномом l+D +D / -fD/ . Для лучшего понимания дальнейшего изложения следует пояснить, что подразумевается в данном описании под кодами, предназначенными для применения в каналах с группированием ошибок. Известно, что одним из методов построения таких кодов, т.е. кодов, испраБляющз1х пакеты ошибок (либо, в случае диффузнь Х кодов, одновременно, пакеты и случайнр е ошибки), является метод перемножения коротких кодов, (Этот метод называется -методом чередования или методом внутреннего разнесения). Порож,а;ающие полиномы для этих кодов выглядя следуюпц-т образом: Ц-л k, (,«-fu 1 .1.Г1 -Ln +D-J-D где К/К.,:Кз В - положительные целые числа; В - степень пepeмнoжet ия кода (период чередования или степень разнесения). При этом методе символы, обрабатываемые декодером одновременно, с целью декорреляции ошибок разнесены во времени настолько, что их можно считать независимыми, (например, в реальных коротковолновых каналах связи величина В составляет десятки или сотни единиц). Процедура декодирования этих кодов как и в случае базисных (коротких) кодов остается прежней. Однако для таких кодов возможен простой, но достигаемый небольшими потерями способ снижения эффекта размножения ошибок. Предположим, что корректирующая способность кода составляет (3 символов при защитном интервале G символов, а число ненулевых коэффициентов при операторе задержки D в порождающем многочлене кода равно п. (Для упомянутого диффузного кода , ). Тогда при прохождении через кодер 1 декодирующего устройства пакет ошибок, длина которого не превышает величины В порождает п последовательных пакетов единиц,, поступаюш;их на вход блока 3 вычисления составных проверок. Под пакетом единиц в данном случае понимается последовательность двоичных символов {0,1 первый и последний символ которой - единица, при этом единица свидетельствует об искажении соответствующего символа, нуль -об отсутствии такового. Длины пакетов в описываемом случае равны и не превьш1ают величины Я. Рассмотрим, что произойдет со структурой вычисляемого синдрома при превышении шумами корректирующей способности кода. Это возможно если длина пакета ошибок превысила допустимую величину В или длина защитного интервала меньше допустимой величины G. Очевидно, что в первом случае произойдет существенное изменение структуры синдрома. Последовательность символа, состоящая из п пакетов единиц и п-1 интервалов (состоящих из нулей) между ними превратится в однородную последовательность двоичных символов fO,U, первьм и последний символы которой по-прежнему останутся единицами. 31 Учитывая то обстоятельство, что в реальньк каналах связи величина выбирается исходя из условия практичес кой декорреляции ошибок, символы это последовательности можно считать независимыми и, в большинстве случаев, равновероятными (это соответствуВТ, например, симметричному каналу, входные символы которого при больших величинах В также можно считать равновероятными) . Во втором случае, в зависимости от того, находится ли длина защитного интервала в пределах G-(G-VB), (G-Vfi+1)-(G-2ViB) , .. ., Гс-(п-2) Ув+1 -0 будет происходить аналогичное преобразование двух последних, трех последних ..., п последних потоков единиц, поступающих на схему вычисления составных проверок. Если га - наибольшая из степеней , порождающих полиномов (N, К) кода, то любой из N-K синдромов кода можно представить в виде Ci :Гч 1 L т J где , .,., N. Разобьем последовательность символов, входящих в такой синдром, на п-1 подпоследовательности, длины которых зависят от вида порождающего полинома. (Для упомянутого диффузного кода, задаваемого полиномом , длины этих подпоследовательности равны В,В,В+1). S (Sg,.. .S |5-г S -i)i, (S, . .. , , « m-ii m-2 m-1 Sjn-1 . Тогда наиболее простая процедура обнаружения начала преобразования структуры синдрома или, что эквивалентно, момента нарушения шумами корректирующей способности кода (а точнее, момента, предшествующего этому нарушению) состоит в следующем Задается некоторое число i, равное минимально допустимому количеству нулевых символов, входящих в наименьший из п-1 интервалов между . пакетами единиц синдрома. При нарушении хотя бы одного из п-1 интервалов, о чем будет свидетельствовать появление хотя бы одной

единицы среди i контролируемых в интервале символов, принятьй символ не исправляется, а соответствующий ему синдром не корректируется. 4 акой алгоритм пригоден, например, налам без обратной связи. Наруе хотя бы одного из нулевых иналов эквивалентно невыполнению бы одного из приведенных нств s;, о Sp.i о s.;.ro - о S О S 0 S m-p-i О ледует заметить, что в общем ае длины нулевых интервалов т быть неодинаковыми. Так, для узного кода, описьшаемого полим контролируется выполнение еле ей системы равенства:

Величина i может быть выбрана исходя из соображений компромисса между увеличением вероятности обнаружения нарушения пгумами корректиру1ющей способности кода и ухудшением корректирующей способности кода. Поясним сказанное. Допустим, что эффект размножения ошибок вызван превьппением величины 6. Тогда, с учетом независимости символов синдрома, входяпщх в различные системы приведенных., равенств, т.е. символов , , ... ..., вероятность необнаружения ошибки известной схемой декодера при близительно равна

(3(2ti; (7/2+1)

-2

Р .. .:; Сп

число составных проверок, ортогональных относительно приггятого символа; число сочетаний из п по

(/2 - 1). для кода из примера

Р j 4-2-з 1/,

, ,

кео5н 2

т.е. при нарушении шумами корректирующей способности кода, размножение ошибок будет происходить с вероятностью 1//2.

Вероятность необнаружения ошибок в предлагаемом способе уменьшится приблизительно в 2() раз при условии, что i Const для всех п-1 интервалов. Для случая нарушения ч корректирующей способности кода за счет уменьшения защитного интервала ниже допустимой величины вероятность необнаружения ошибки в предлагаемом способе может быть уменьшена в пределах от 2 до раз, что зависит от степени уменьшения защитного интервала. Поэтому при реализации предлагаемого способа целесообразно выбирать неодинаковую величину для различных подпоследовательностей символов синдрома - максимальную ля S и минимальную для S .

Очевидно, что недостатком исполь)уемого способа является ухудшение чорректирующей способности кода, 1о последнее тем меньше, чем больше величина В. Так величина дoпycтIiмo:о пакета ошибок, например, для кода .13 npiw-iepa уменьшится на величину i, а длина защитного интервала на

такую же величину увеличится. Однако поскольку в реальных каналах связи (например, коротковолновых) величина по указанным причинам составляет .несколько десятков или сотен символов, а для существенного снижения вероятности необнаруженно ошибки достаточно ограничиться величиной г равной нескольким единицам, то уменьшение корректирующей способности кода можно считать незначительным

Пороговый декодер сверточного кода работает следующим образом.

Принятая последовательность символов поступает на вход кодера 1, разделяется в нем на информационную и проверочную последовательности, по информационной последовательности формируются проверочные символы, складываются покомпонентно по модулю

2с принятой проверочной последовательностью и сформированный таким образом синдром поступает на вход блока 3 вычисления составных проверок .

Назначение введенных через элементы НЕ семи связей отдельных ячеек регистра синдрома с пороговым блоком 4 состоит в контроле наличия в синдроме описанных нулевых интервалов между пакетами единиц. .Другими сповами символ на выходе порогового блока 4 появится лишь в том случае, если при появлении на выходах регистров сдвига 11, 14 и 17 и на выходе кодера 1, связанного с входом порогового блока 4 1/2 + 1 единичных символов синдрома, где I - количество ортогональных составных проверок (в данном случае ), на выходах регистров сдвига 8, 9, 10, 12, 13, 15 и1б, появятся нулевые символы, свидетельствующие о ненарушении корректирующей способноти кода. Поэтому порог срабатывания порогового блока 4 повьш1ен на число всех дополнительно проверяемых символов, входящих в контролируемые интервалы (т.е. на число введенных элементов НЕ).

В данной схеме порог повьш1ен с

3до 10. Другими словами, если для появления символа на выходе логической части известного декодера достаточно было появления на ее входах трех единичных символов (из четырех возможных), то в описываемом вариан7те предлагаемого устройства этот символ появится лишь при появлении 11 единичных символов (из 12 возмож ных) . В остальном принцип работы предлагаемой схемы декодера аналогичен принципу работы декодера, работающе го по методу порогового декодирования. Вероятность необнаружения ошиб ки в приведенной на чертеже схеме составляет для случая 1 ,2-1.2- 2HeoSKдля случая 2 -2 2при уменьшении величины В и увеличе НИИ величины G на символа. Так при известной авторам .величине величина В уменьшается с сим вола до 140 символов, а величина G увеличивается с символа до 438 символов. Для ряда известных кодов схему вычисления составных проверок можно упростить, исключив из числа рассма риваемых составных проверок проверк имеющие минимальный вес (это относи ся к тем проверкам, элементы которы в силу структуры кода наиболее подвержены искажениям), и заменив поро говый блок 4, прч.дставляющий логиче кую часть декодера, элементом И. Пр лагаемую схему декодера, приведенную на чертеже, можно упростить, исключив из рассмотрения логической частью декодера составную проверку к к где К О - (В-3).; Z |, - шумовой символ, воздейству щий на информационный символ К-того блока; Z, - шумовой символ, воздейству щий на проверочный символ К-того блока. Причем в канале связи символы ZJ и Zj воздействуют на следующие в передаваемой последовательности символов друг за другом символы X и Ху. Поэтому величина Pv( ,) близка к единице. Здесь P( . ) - условная вероятность того, что шумовой символ ) равен единице при уелоВИИ, что предыдущий символ равен единице и на Z у воздействует пакет ошибок, длина которого превьш1ает два символа. Таким образом, роль проверки S для исправления пакетов ошибок незначительна, случайные ошибки в канале с группированием ошибок достаточно редки. Вес этой проверки в эффекте . размножения ошибок максимален. Так любое превьш1ение длины пакета ошибок допустимой величины В приведет к тому, что та доля обнаруженных, ошибок, которая не привела к расширению пакета ошибок спереди, при выходе единичных символов синдрома, соответствующих обнаруженным ошибкам, из регистра синдрома приведет к расширению пакета сзади. Чтобы этого не произошло, для известной схемы декодера из описываемого примера допустимую величину защитного интервала необходимо практически удвоить (точнее довести ее до значения 2G-1). Что касается схемы, приведенной на чертеже, в которой отсутствует сумматор ортогонализации и его роль выполняет связь регистра сдвигаи порогового блока 8 и 4, образованная элементом НЕ 18, то наличие последней позволяет в этой ситуации обойтись увеличением G до величины 2G-2B-1. Исключение упомянутой составной проверки из алгоритма работы схемы, приведенной на чертеже,.позволяет добиться того же эффекта увеличением G ло величины 2G-4I3-1. Исключение этой проверки из алгоритма работы схемы,приведенной на чертеже позволяет не только упрос тить ее, но и дополнительно снизить эффект размножения ошибок. Для реализации этого предложения необходимо исключить из схемы, приведенной на чертеже, порогового блока 4 регистр сдвига 17 длиной R-2 ячеек (тем самым число входов уменьшится) и заменить пороговый блок 4 элементом И.

ПОРОГОВЫЙ ДЕКОДЕР СВЕРТОЧНОГО КОДА, содержащий последовательно соединенные кодер сверточного кода и корректор ошибок, к второму входу которого подключен выход порогового блока, к первому входу которого подключен второй выход кодера сверточного кода, а также (п-1) регистров сдвига и (п-1) сумматоров по модулю два, где п - число ненулевых коэффициентов в операторе задержки порождающего полинома сверточного кода. при.этом первый вход первого сумматора по модулю два подключен к второму выходу кодера сверточного кода, выход i-ro сумматора по модулю два (где ,2, ... п-1) подключен к входу i-ro регистра сдвига, выход которого подключен.к соответствующему входу порогового .блока, кром того, выход каждого j-ro регистра сдвига (где ,2, ... п-2) подключен к первому входу (j+1)-ro сумматора по модулю два, а выход порогового блока подключен к объединенным вторым входам .(п-1) сумматоров по модулю два, I отличающийся тем, что, с целью повьшения помехоустойчивости (Л декодирования, введены (п-1)об элеменг тов НЕ, (где d - целое положительное число), при этом входы каждой группы из d элементов НЕ подключены к вы- I ходам первых i разрядов соответствующего регистра сдвига, а выходы всех элементов НЕ подключены .к соответст00 СП вующим входам порогового блока. ;s