Способ передачи и приема поэтапно закодированных сообщений Советский патент 1976 года по МПК H03M13/51 

3 f 1, коMOM P (x) X 1 степени дируюший блок 4 предназначен для кодирования полученного кодового слова циклическим кодом с образующим полиномом, P,j(x) + X + 1 степени f- 3, декодирующий блок 5 выполнен по схеме вычисления остатка рт деления принимаемого кодового слова на образующий полином РЛх) х+1, а декодирующий блок 6 выполнен по схеме вычисления остатка от деления принимаемого кодового слова на об разующий полином Р (х), дащифратор 7 выполнен по схеме выявления запрещенного со общения, например j-2 + j л 101. Исходное кодовое слово, например , кодируют в кодирующем блоке 3 и на выходе получают Q (х) {X + 1) X ru Кодовое слово Q (х) циклического кода поступает на вход кодирующего блока 4, на выходе которого образуется кодовое слово М(х) () о; А.1010011 пиклического кода, поступающего в дискретный канал. На приемной станции 2 кодовое слово М(х) поступает одновременно в декодирующие блоки 5 и 6. Через время приема И + Г, сек, где V - скорость модуляции без учета вре мени, необходимого на обработку информаци декодирующий блок 5 произведет декодирование части сообщения (первые к+ 2 элементов) 1010 (х +1)х, Результат декодирования х+1, поскольку остаток от деления равен нулю, анализируется дешифратором 7, который настроен на данную комбинацию и, следовательно, вы дает сигнал блокировки выдачи сообщения для исполнения в декодирующий блок 5, Через время Vу декодирующий блок 6 декодирует кодовое слово М(х) и, так как полученный -остаток равен нулю, подает сигнал в декодирующий блок 5, разрещающий выдачу сообщения для исполнения. Все незапрещенные сообщения при отсут ствии ошибок декодируются блоком 5 и выдаются для исполнения, так как дешифратор 7 не блокирует выдачу. При этом после сра атывания декодирующего блока 6 предваительное решение не меняется, т. е, проолжает исполняться ранее декодированное ообщение. При возникновении двойных ощибок декоирующий блок 5 последних не обнаружит и выдаст декодированное разращенное сообщение для исполнения, В этом случае декодирующий блок 6 по наличию остатка от деления выдает сигнал на прекращение исполнения предварительного решения. Если, например, состояние SH канала связи характеризуется вероятностью ошибки Р.. Ю, состояние 8„ - вероятностью ошибки Р„ 0,5, вероятность перехода из состояния S в состояние S С( 10 и вероятность перехода из состояния Ь в состояние р., р 1.0 , то можно определить вероятности возникновения состояний S.- Q-| и Q ,. ft; 1-10 Q n- 10 2 Of + Вероятность необнаружения ошибки при первом декодировании в состоянии SH определяется как п (--PI) J - .) «П{ п -l)pj к Вероятность необнаружения ошибки при первом декодировании в состоянии S 0,5. В таком случае вероятность необнаружения ошибки при первом декодировании определяется как S.$0 0,5-10 РНО РНО, Это значит, что в среднем только одно из 10000 декодированных и выданных для исполнения сообщений будет корректировать последующем этапе декодирования, Таким образом выбором соответствующего полинома Р(х) можно обеспечить для абсолютного большинства переданных сообщений уменьщение времени приема в

k + Г.

раз

Формула изобретения

Способ передачи и приема поэтапно закодированных сообщений, заключающийся в кодировании исходного кодового слова основ ным пиклическим кодом с формированием и размещением проверочных символов после информационных на передающей стороне декодировании кодового слова основного циклического кода на приемной стороне, о г л и- чающийся тем, что, с целью сокращения времени приема сигналов, на передающей стороне кодовое слово основного циклического кода дополнительнокодируют

другим циклическим кодом, а на приемной стороне декодируют кодовое слово основного циклического кода, анализируют результат декодирования и выносят предварительное рещение с разрещенном сообщении, а запрещенное сообщение блокируют, затем декодируют кодовое слово, закодированное другим циклическим кодом с обнаружением ощибок, причем декодированное сообщение выдают для исполнения при удовлетворении проверочных соотношений и происшедшей блокировке, при отсутствии блокировки запрещенного сообщения продолжают анализировать предварительное решение о разрещенном сообщении и в случае обнаружения ошибки прекращают анализ этого решения, а при блокировке запрещенного слова запрещают выдачу и стирают декодированпое сообщение.

II