Пороговый декодер сверточного кода

Пороговый декодер сверточного кода

Иллюстрации

Показать все

Реферат

 

ПОРОГОВЫЙ ДЕКОДЕР СВЕРТОЧНОГО КОДА по авт. св. № 1078654, Вымды I дискретного какала сбязи J отлич ющий-гя тем, что, с целью повышения помехоустойчивости путем коррекции пакетов ошибок, между выходом D-триггера и объединенными запрещаюигими входами К блоков запрета коррекции введены последовательно соединенные ключ и инвертор , а также корректор пакетов ошибок, входы которого подключены к соответствующим выходам анализатора синдрома, а выход корректора пакетов ошибок подсоединен к управляющему входу ключа. (Л

СОЮЗ СОВЕТСНИХ

СОЦИАЛИСТИЧЕСНИХ

РЕСПУБЛИН

„„SU„„1185629 A (g>)4 Н 04 ? 1/10

ОПИСАНИЕ ИЗОБРЕТЕНИЯ

К АВТОРСКОМУ СВИДЕТЕЛЬСТВУ

ВЫХОД/ дискре пног

КПКаЛа сАви

ГОСУДАРСТВЕННЫЙ НОМИТЕТ СССР

ПО ДЕЛАМ ИЗОБРЕТЕНИЙ И ОТНРЫТИЙ (61) 1078654 (21) 3697770/24-09 (22) 31. 01. 84 (46) 15. 10.85. Бюл. ¹ 38 (72) А.И.Королев и О.Д.Купеев (71) Минский радиотехнический институт (53) 621.394. 14 (088. 8) (56) Авторское свидетельство СССР

N - 1078654, кл. Н 04 L 1/10, 1982. (54) (57) ПОРОГОВЬЯ ДЕКОДЕР СВЕРТОЧНОГО КОДА по авт. св. Ф 1078654, о т л и ч а ю щ и и " я тем, что, с целью повышения помехоустойчивости путем коррекции пакетов ошибок, между выходом В-триггера и объединенными запрещающими входами К блоков запрета коррекции введены последовательно соединенные ключ и инвертор, а также корректор пакетов ошибок, входы которого подключены к соответствующим выходам анализатора синдрома, а выход корректора пакетов ошибок подсоединен к управляющему входу ключа.

1185629

Изобретение относится к электросвязи и может использоваться для защиты от ошибок в системах передачи данных, сбора и обработки информации, а также в системах коммутации информации при кодировании и декодировании информации сверточными кодами с алгоритмом порогового декодирования.

Целью изобретения является повышение помехоустойчивости путем коррекции пакетов ошибок.

На чертеже представлена структурная электрическая схема порогового декодера сверточного кода. 1»

Пороговый декодер сверточногo кода содержит кодер 1, корректор 2 ошибок, формирователь 3 синдрома, анализатор 4 синдрома, пороговые бпоки 5 — 7, корректор 8 пакетов оши- 20 бок, мультиплексор 9, блок 10 формирования тактовых импульсов, элемент 11 совпадения, пороговый счетчик 12, формирователь 13 временного интервала, 1) -триггер 14, инвер- 25 тор l5, ключ 16, блоки 17 — 19 запрета.

Пороговый декодер снерточного кода работает следующим образом.

Рассмотрим принцип работы порого- 30 ного декодера сверточного кода на примере сверточного кода, исправляющего случайные или ндйанисимые ошибТ ки кратностью t « - (I = 4) на длине

° 35 кодового ограничения.n = 135; m =

Я

26 — максимальная степень порождающих полиномон:

+ D«+ D ý"+ Dã ", 1 + 1) + Пто+

Э

q (и) = 1 + П><+ В" + В"

1 (П) 1 + Ds + Dr& + Dг<, т.

Из принятых символов К> информационньтх подпотоков н кодере 1 формируется проверочная последовательность, .45 которая поступает в формирователь 3 синдрома, в который поступает также и принятая проверочная последовательность. При этом производится формирование синдромной последователь- 50 ности, структура которой зависит от типа ошибок н информатнтонных и проверочных символах, а также от структуры порождающих полиномов G(D).

Предположим, что в принятой инфор-. мации возник пакет ошибок 1„= 4) I/2p т. е. пакет ошибок, который исказил один мини-блок информации, равной

К,, а пакету ошибок до и после него предшествовали защитные интервалы, длиной каждый П = 135 символов.

А

В соответствии с алгоритмом порогового декодирования для каждого информационного символа формируется

1 самоортогональных проверочных уравнений или проверки, по большинству одинаковых значений которых пороговые блоки 5-7 выносят решения о достоверности принятых символов. Если на вход пороговых блоков 5-.7 поступает (I — 1) логических единиц, ,то принимается решение о коррекции информационного символа, а во всех остальных случаях коррекция символов не производится. Значения проверок представляются в виде нулевых и ненулевых символов синдромной последовательности, которые поступают на вход анализируемого синдрома 4 и заполняют его. На (m + 1) также, т.е. по И = (тп + 1) = (26 + 1) (для данного примера), синолам синдромной последовательности производится анализ и принимается решение о достоверности К символов. Так как порождающие полиномы q „(D) — q (D) свертовного кода имеют разные показатели степеней при операторе задержки

D то максимальное и минимальное число нулевых символов синдромной последовательности, по которым принимается решение при наличии ошибок, непревосходящих корректирующую способность кода, соответственно равно и р = 8 — когда ошибки разнесены на длине п„и

n „= 6 — когда ошибки спаренные.

В первом случае на входы порогоных блоков 5 и 6 поступает по четыре из четырех а но втором случае — три из четырех нулевых символов и соответственно принято правильное решение о коррекции символов, Например, пусть приняты ошибочно в то такте первые символы первого и второго информационных подпотоков; тогда анализируемая синдромная последовательность будет иметь нид

1185629

00000100 цц Ьхо0ы /7прогп5вго йока 5 уа &00bl fl0p0305030

dno/(a б

g е ° °

0l одного

Ра &иоды ппрпгойго бт/(а 7 длока5

Î Î11О111 Î1О О

БЛР гс г га г6 го 1 „,+ р t„(I-1) +1

Пусть ошибочны информационные симлы в i такте — в первом информационном подпотоке, а в (i — 1)-ом

Пусть теперь в i0 момент декодирования ошибочно приняты информационные символы во всех подпотоках, Il tl которые составляют плотныи пакет т.е. содержит и = 12 ненулевых символов, и на вход каждого порогового блока 5-7 поступает по три из четырех нулевых символов. При этом производится правильная коррекция 35 всех К четырех ошибочных информао ционных символов. При t = (K()

1) ) — 2 число нулевых символов

2 в анализаторе синдрома 4 составляет 40

n = t„(I-1) +1 =10инавход г каждого порогового блока 5-7 поступает по четыре из четырех ненулевых символов, что также вызывает правильную коррекцию ошибочных симво- 45 лов и ненулевых символов, синдромной последовательности.

Недостатком порогового декодирования является неспособность обнаруживать пакеты ошибок, отличающих- 50 ся от данной структуры ошибок, а также ошибки, превосходящие корректирующую способность кода « „.г1/2) и распределенных на всей длине порогового ограничения пА. Структура 55 синдромной последовательности при

1 этом отличается от структуры синдрома при плотном пакете ошибок. такте — в третьем информационном подпотоке, анализируемая синдромная последовательность имеет вид ошибок t, I/2 «с 2. В этом случае анализируемая синдромная последовательность имеет

Порог срабатывания корректора 8 выбирается равным. Таким образом, при поступлении плотного пакета ошибок одновременно срабатывают корректор 8 и пороговые блоки 5-7. С выходов пороговых блоков 5-7 ненулевые .символы поступают одновременно на входы блоков запрета 17-19 и через мультиплексор 9 на вход порогового счетчика 12. Так как число ненулевых символов, поступивших на вход порогового счетчика

12, превышает порог, то формируется

D-триггером 14 сигнал запрета коррекции, который через инвертор 15 поступает на информационный вход ключа

16, на управляющий вход которого поступает инвертированный сигнал (логический "О") от корректора 8 и ключ 16 формирует импульс разрешения коррекции. Производится коррек" ция ошибочных информационных и ненулевых символов синдромной последовательности.

На следующем (i — 1) такте структура анализируемых N = 27 символов

I 185629

Составитель В.Орлов

Редактор Т.Иитейко Техред Ж.Кастелевич Корректор В.Бутяга

Тираж 658 Подписное

ВНИИПИ Государственного комитета СССР по делам изобретений и открытий

113035, Москва, Ж-35, Раушская наб., д, 4/5

Заказ 6440/60

Филиал ППП "Патент", r. Ужгород, ул. Проектная, 4 синдромной последовательности отличается от предыдущей и не вызывает срабатывания корректора 8 и на управляющий вход ключа 16 поступает логическая "1". На информационный вход ключа 16 от D-триггера 14 через инвертор 15 в это время также подается логическая "1". Ключ 16 формирует сигнал блокировки блоков запрета 17-19. Одновременно на также блокируются D-триггер 14 и пороговый счетчик 12. 3а время бпокировки происходит полная или частичная смена (перезапись) синдромной последовательности в анализаторе синдрома 4 и уменьшается тем самым вероятность размножения ошибок.

По окончании времени анализа, которое задается формирователем 13, выходным импульсом формирователя

13 пороговый счетчик 12 и D — триггер

14 устанавливаются в первоначальное состояние (установка в ноль). При атом с выхода D-триггера 14 на вход блока совпадения 11 подается логическая "1",а на информационный вход ключа 16 через инвертор 15 поступает логический "0, и производится разблокировка порогового счетчика

12 и D-триггера 14.

Предположим, что в принятой информации количество ошибок равно

= ?/2 = 2.. Анализируемая синдром-.

1ная последовательность содержит

8 или 6 ненулевых символов. Это количество меньше порога срабатывания корректора 8 и с его выхода на ключ

16 поступает логическая "1". Так как число импульсов единиц, .поступающих на вход порогового счетчика 12, не превышает порога (п = 3), то с выхода D-триггера 14 через инвертор 15 на вход ключа 16 поступает логический

"0". Ключ 16 формирует импульс разрешения коррекции информационных и синдромных символов, который поступает на блоки запрета 17-19.

Пусть в принятой информации число ошибок > I/2 = 2 и они распределены по всей длине кодового ограничения. Формируется синдромная последовательность, количество ненулевых символов которой в декодируемые .моменты времени (такты) меньше чем

Р (P = 10), но больше или равно

10 I. (Х = 4), т.е. P e n 1. Это приводит к срабатыванию соответствующих пороговых блоков 5-7 и к несрабатыванию корректора 8. С выхода корректора 8 на управляющий вход ключа 16

15 поступает логическая "1". Так как число импульсов (единиц), поступивших на вход порогового счетчика 12, превышает порог (п = 3), то с выхода

D-триггера 14 через инвертор 15 на

2р информационный вход ключа 16 поступает логическая "1" и ключ 16 формирует сигнал блокировки блоков запрета 17-19 и в результате ошибочной коррекции информационных и синдром25 ных символов не производится. Далее устройство работает как описано выше.

Таким образом, использование коррекции пакетов ошибок (t„ c Ко > I/2) и блокировки импульсов коррекции с выходов пороговых блоков 17-19 при возникновении. в канале связи ошибок, превосходящих корректирующую способность кода (ta„ > I/2), повышает

35 помехоустойчивость порогового декодера сверточного кода.

Кроме того, при возникновении в

40 канале связи больших пакетов ошибок (t > К,), к, информационных и

t (I — 1) синдромных символов будут, исправлены, а введение после коррекции блокировки и частичной или пол45 ной смены символов синдромной последовательности исключает ошибочную коррекцию информации или размножение ошибок.