Результат интеллектуальной деятельности: Способ кодовой цикловой синхронизации с мягкими решениями

Изобретение относится к области передачи цифровой информации, в частности к способам кодовой цикловой синхронизации цифровых сообщений и может быть использовано для цикловой синхронизации каскадных помехоустойчивых кодов, турбокодов и каскадных сигнально-кодовых конструкций.

Декодирование помехоустойчивого кода невозможно без определения начала помехоустойчивого кода. На приемной стороне для определения начала помехоустойчивого кода применяется кодовая цикловая синхронизация, использующая для синхронизации избыточность помехоустойчивого кода. При этом не требуется отдельной служебной синхронизирующей последовательности и повышается скорость передачи рабочей информации в канале связи. При кодовой цикловой синхронизации с мягкими решениями цикловая синхронизация устанавливается с учетом оценок достоверностей принятых из канала символов, что повышает вероятность установления цикловой синхронизации. Повышение вероятности установления цикловой синхронизации особенно актуально в нестационарных каналах связи низкого качества: в радиоканалах КВ диапазона с замираниями, в.. каналах УКВ диапазона на предельной дальности, в условиях высокого уровня индустриальных помех и при радиоэлектронной борьбе (РЭБ). Однако, учет мягких решений при цикловой синхронизации требует выполнения большого числа вычислений и имеет большую сложность. Это снижает быстродействие кодовой цикловой синхронизации и ограничивает скорость передачи информации в канале связи. Поэтому, наибольший интерес представляет кодовая цикловая синхронизация с мягкими решениями, имеющая небольшую сложность реализации.

Кодовая цикловая синхронизация с мягкими решениями может использоваться для установления цикловой синхронизации каскадных помехоустойчивых кодов, турбокодов с параллельным и последовательным каскадированием компонентных кодов и сигнально-кодовых конструкций (СКК) на основе блоковых или сверточных кодов.

Известен способ кодовой цикловой синхронизации, 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 кода, синхронизирующей последовательности и нумерующей последовательности, умножают на проверочный полином помехоустойчивого кода и на проверочный полином нумерующей последовательности и получают сумму синдрома помехоустойчивого кода и синхронизирующей последовательности. Затем выделяют нумерующую последовательность принятого помехоустойчивого кода, сравнивают ее с нумерующими последовательностями ранее принятых помехоустойчивых кодов и запоминают число совпадений нумерующей последовательности с ранее принятыми нумерующими последовательностями в одном из счетчиков совпадений. При совпадении нумерующей последовательности с ранее принятыми нумерующими последовательностями число в соответствующем счетчике совпадений увеличивают на 1, и в случае превышения числа, записанного в соответствующем счетчике совпадений, порогового значения, принимают решение о кодовой цикловой синхронизации входной последовательности. (Патент РФ №2401512 МПК H04L 7/08 Квашенников В.В., Сосин П.А Способ кодовой цикловой синхронизации. Приор. 16.03.2009, опубл. 10.10.2010, Бюл. №28).

Однако при этом способе вероятность установления цикловой синхронизации недостаточно высокая из-за того, что не учитываются достоверности символов синхронизирующей последовательности, зависящие от качества канала связи, что снижает достоверность полученной информации.

Известен также способ кодовой цикловой синхронизации с мягкими решениями, заключающийся в том, что на передающей стороне формируют последовательность кодовых слов в виде следующих друг за другом внутренних слов каскадного кода, каждое из которых представляет собой сумму по модулю два помехоустойчивого циклического кода и синхронизирующей последовательности. На приемной стороне входную последовательность, принятую в скользящем окне приема, делят на порождающий полином помехоустойчивого циклического кода. В результате деления получают сумму синдрома помехоустойчивого циклического кода и синхронизирующей последовательности. Далее из полученной суммы вычитают синхронизирующую последовательность и выделяют синдром помехоустойчивого циклического кода. Затем по синдрому помехоустойчивого циклического кода вычисляют комбинацию ошибок в помехоустойчивом циклическом коде и оценивают ее вес. Далее по весу комбинации ошибок вычисляют достоверности следующих друг за другом слов помехоустойчивого циклического кода. Затем эти достоверности суммируют вместе, и далее сравнивают суммарную достоверность слов помехоустойчивых циклических кодов с пороговым значением. При суммарной достоверности слов помехоустойчивых циклических кодов больше порогового значения устанавливают цикловую синхронизацию, при суммарной достоверности слов помехоустойчивых циклических кодов меньше либо равном, чем пороговое значение, скользящее окно приема смещают на один символ по входной последовательности и вычисление суммарной достоверности слов помехоустойчивых циклических кодов повторяют. (Патент РФ №2295198 МПК7 Н04L 7/08 Зимихин Д.А., Квашенников В.В. Способ кодовой цикловой синхронизации, Приор. 08.06.2005, опубл. 10.03.2007, бюл. №7).

Недостатком этого способа является недостаточно высокая вероятность установления синхронизации, обусловленная тем, что цикловую синхронизацию каскадного кода устанавливают по суммарной достоверности внутренних слов каскадного кода, которая не учитывает достоверности символов синхронизирующей последовательности, что снижает достоверность полученной информации.

Наиболее близким к предлагаемому способу является способ (прототип) кодовой цикловой синхронизации сообщений с мягкими решениями, заключающийся в том, что на передающей стороне формируют последовательность кодовых слов в виде следующих друг за другом внутренних слов каскадного кода, каждое из которых представляет собой сумму по модулю два помехоустойчивого кода и синхронизирующей последовательности. На приемной стороне входную последовательность, принятую в скользящем окне приема, делят на порождающий полином помехоустойчивого кода. В результате деления получают сумму синдрома помехоустойчивого кода и синхронизирующей последовательности. Далее из полученной суммы вычитают синхронизирующую последовательность и выделяют синдром помехоустойчивого кода. Затем по синдрому помехоустойчивого кода вычисляют комбинацию ошибок в помехоустойчивом коде. Далее по комбинации ошибок вычисляют достоверности следующих друг за другом слов помехоустойчивого кода. Суммарную достоверность слов помехоустойчивых кодов определяют в виде суммы достоверности следующих друг за другом слов помехоустойчивого кода и достоверности символов синхронизирующей последовательности. При суммарной достоверности последовательности слов помехоустойчивых кодов больше порогового значения устанавливают цикловую синхронизацию, а при суммарной достоверности последовательности слов помехоустойчивых кодов меньше либо равном, чем пороговое значение, скользящее окно приема смещают на один символ по входной последовательности и вычисление суммарной достоверности слов помехоустойчивых кодов повторяют. (Патент РФ №2295198 МПК7 Н04L 7/08 Квашенников В.В., Трушин С.А. Способ кодовой цикловой синхронизации с мягкими решениями, Приор. 05.06.2012, опубл. 27.11.2013, бюл. №33).

Недостатком этого способа является недостаточно высокая вероятность установления синхронизации, обусловленная тем, что суммарная достоверность учитывает только ошибки принятых помехоустойчивых кодов, но не учитывает ошибки стертых и трансформированных помехоустойчивых кодов. Кроме того, определение комбинаций ошибок по синдрому за пределами минимального кодового расстояния требует большого числа операций.

Цель изобретения - повышение достоверности полученной информации посредством увеличения вероятности установления синхронизации за счет того, что синхронизация устанавливается с учетом не только принятых, но стертых и трансформированных помехоустойчивых кодов, а также снижение сложности реализации способа.

Для достижения цели предложен способ кодовой цикловой синхронизации сообщений с мягкими решениями, заключающийся в том, что на передающей стороне формируют последовательность кодовых слов в виде следующих друг за другом внутренних слов каскадного кода, каждое из которых представляет собой сумму по модулю два помехоустойчивого кода и синхронизирующей последовательности. На приемной стороне входную последовательность, принятую в скользящем окне приема, делят на порождающий полином помехоустойчивого кода. В результате деления получают сумму синдрома помехоустойчивого кода и синхронизирующей последовательности. Далее из полученной суммы вычитают синхронизирующую последовательность и выделяют синдром помехоустойчивого кода. Затем по синдрому помехоустойчивого кода вычисляют комбинацию ошибок в помехоустойчивом коде. Далее по комбинации ошибок вычисляют достоверности следующих друг за другом слов помехоустойчивого кода. Суммарную достоверность слов помехоустойчивых кодов определяют в виде суммы достоверности следующих друг за другом слов помехоустойчивого кода и достоверности символов синхронизирующей последовательности. При суммарной достоверности последовательности слов помехоустойчивых кодов больше порогового значения устанавливают цикловую синхронизацию, а при суммарной достоверности последовательности слов помехоустойчивых кодов меньше либо равном, чем пороговое значение, скользящее окно приема смещают на один символ по входной последовательности и вычисление суммарной достоверности слов помехоустойчивых кодов повторяют. Новым является то, что на приемной стороне по синдрому кода сначала определяют правильно принятые коды, в которых ошибки могут быть исправлены, и стертые коды, в которых ошибки не могут быть исправлены. Затем по числу стертых кодов оценивают число трансформированных кодов. Далее определяют комбинации ошибок в каждом правильно принятом коде. Число ошибок правильно принятых кодов определяют в виде суммы весов комбинаций ошибок правильно принятых кодов, число ошибок стертых кодов определяют в виде произведения числа стертых кодов на наиболее вероятную оценку числа ошибок в стертых кодах, а число ошибок трансформированных кодов определяют в виде произведения числа трансформированных кодов на наиболее вероятную оценку числа ошибок в трансформированных кодах. Затем вычисляют суммарное число ошибок в последовательности правильно принятых, стертых и трансформированных кодов. Достоверность последовательности помехоустойчивых кодов вычисляют как частное от деления нормирующего коэффициента на суммарное число ошибок в последовательности кодов. При этом декодирование помехоустойчивых кодов с коррекцией ошибок выполняют в пределах минимального кодового расстояния, ошибки за пределами минимального кодового расстояния только обнаруживают, но не исправляют, а сами помехоустойчивые коды стирают. Причем число трансформированных помехоустойчивых кодов определяют по числу стертых кодов с учетом коэффициента трансформации, который вычисляют по объему сфер помехоустойчивого кода. Достоверности символов синхронизирующей последовательности формируются по первичным признакам достоверности символов с выхода демодулятора, а также по вторичным признакам достоверности символов с выхода устройства тактовой синхронизации.

Осуществление способа кодовой цикловой синхронизации сообщений с мягкими решениями рассмотрим на примере синхронизации помехоустойчивого каскадного кода, внутренним кодом которого является помехоустойчивый циклический двоичный код Боуза - Чоудхури - Хоквингема (БЧХ - код), а внешним - код Рида-Соломона. На передающей стороне источник информации вначале формирует исходное сообщение объемом K m-ичных (m>1) символов. На первой ступени помехоустойчивого каскадного кода это сообщение кодируют m-ичным помехоустойчивым кодом Рида-Соломона. В результате кодирования сообщения получают код Рида-Соломона (N, K), информационная длина которого равна K, а блоковая - N символов.

Далее символы кода Рида-Соломона кодируют двоичным циклическим кодом БЧХ с порождающим многочленом g(x). Код БЧХ является кодом второй ступени помехоустойчивого каскадного кода. Код БЧХ имеет параметры: n - блоковая длина кода, k - информационная длина кода.

Кодирование кода БЧХ выполняют по формуле

где ƒ(x) - информационная часть кода БЧХ, состоящая из символов кода Рида-Соломона.

В результате кодирования кодом БЧХ символов кода Рида - Соломона получают N двоичных слов кода БЧХ (n, k) или последовательность двоичных символов каскадного кода, длина которого составляет n⋅N бит. Информационная длина каскадного кода будет равна k⋅K бит.

Затем двоичные символы последовательности кодов БЧХ складывают по модулю два с символами двоичной синхронизирующей последовательности. В качестве синхронизирующей последовательности выбирают последовательность с хорошими синхронизирующими свойствами, например, последовательность максимального периода или код Рида-Маллера (РМ) 1-го порядка, последовательность Баркера и другие. Синхронизирующая последовательность может вычисляться заранее и храниться в оперативной или постоянной памяти. Например, последовательность максимального периода генерируется заранее в линейном сдвиговом регистре с обратными связями, описываемыми примитивным порождающим полиномом подходящей степени. Для порождающего полинома степени 10 синхронизирующая последовательность будет длины 2¹⁰-1=1023 бит. Далее выбранную синхронизирующую последовательность делят на части p₂(x) длины n-k символов каждая и символы этих частей синхронизирующей последовательности суммируют по модулю два с соответствующими n-k символами проверочных частей соответствующего кода БЧХ

Для выполнения этой операции длина синхронизирующей последовательности должна быть не менее V=(n-k)⋅N. Между словами БЧХ в каскадном коде и отрезками синхронизирующей последовательности (кода РМ) устанавливается взаимно однозначное соответствие. Проверочная часть первого кода БЧХ складывается с первым отрезком синхронизирующей последовательности, проверочная часть второго - со вторым отрезком синхронизирующей последовательности и так далее. Такое сложение выполняется со всеми кодами БЧХ каскадного кода. Затем сформированную таким образом последовательность кодов БЧХ p₃(x) передают по каналу связи.

На приемной стороне принятую из канала связи входную последовательность используют для кодовой цикловой синхронизации. Из-за искажений сигнала в канале связи на последовательность кодов БЧХ p₃(x) накладывается комбинация ошибок e(x). Поэтому, входную последовательность на приемной стороне можно представить в виде:

На приемной стороне сначала входную последовательность, принятую в скользящем окне приема, делят на порождающий полином помехоустойчивого кода БЧХ g(x)

Синхронизирующая последовательность наложена только на проверочную часть кода БЧХ и в результате деления в остатке получают сумму синдрома ошибок кода s(x) и синхронизирующей последовательности p₂(x). Далее из полученной суммы вычитают синхронизирующую последовательность и выделяют синдром ошибок кода. Затем по синдрому ошибок кода s(x) вычисляют комбинацию ошибок в помехоустойчивом коде е(x). Комбинацию ошибок по синдрому ошибок можно определять, например, с помощью декодера Меггита (Блейхут Р. Теория и практика кодов, контролирующих ошибки. Пер. с англ. - М.: Мир, 1986. - с. 165). Для этого заранее составляют таблицу Т, входом которой является синдром ошибок, а выходом - комбинация ошибок

Поскольку в качестве внутреннего кода каскадного кода выбирается не слишком длинный двоичный код БЧХ, проверочная часть которого содержит небольшое число разрядов (<20), то объем памяти, требуемый для хранения таблицы декодирования, будет не слишком большим для практической реализации.

Декодирование кода БЧХ выполняют в пределах минимального кодового расстояния. При таком декодировании вес ошибок кода БЧХ удовлетворяет неравенству

где d - минимальное кодовое расстояние кода, a w - вес ошибок.

В результате декодирования кода БЧХ возможны три исхода:

- правильный прием кода БЧХ;

- стирание кода БЧХ;

- трансформация кода БЧХ.

Однозначно определяется при декодировании кода БЧХ только стирание кода БЧХ. В этом случае синдром ошибок кода отсутствует в таблице Т, ошибки только обнаруживают, а сами коды БЧХ стирают.

При наличии синдрома ошибок в таблице Т может быть два исхода декодирования кода. Возможен правильный прием кода, либо трансформация кода. При правильном приеме код БЧХ после коррекции ошибок совпадает с передаваемым кодом БЧХ. При трансформации код БЧХ после коррекции ошибок не совпадает с передаваемым кодом БЧХ, а является другим кодом БЧХ. На приемной стороне невозможно определить произошел правильный прием кода или его трансформация. Однако, число трансформаций в последовательности кодов БЧХ можно приближенно оценить по числу стертых кодов БЧХ. При декодировании определяют число S стертых кодов БЧХ. Тогда, число трансформированных слов T(i) кода БЧХ при исправлении i ошибок оценивают по формуле

где β(i) - коэффициент трансформаций, показывающий какую долю от числа стертых кодов составляют трансформации кодов БЧХ.

Коэффициент β(i) оценивают по объему сфер

При декодировании кодов БЧХ подсчитывают общее количество ошибок t₀, которые были исправлены в кодах БЧХ. Также при декодировании приближенно оценивают общее количество ошибок в стертых кодах

где - наиболее вероятная оценка количества ошибок в стертом коде БЧХ.

Суммарное количество t₂ ошибок в трансформированных кодах БЧХ оценивают выражением

где d - i - наиболее вероятная оценка количества ошибок в трансформированных кодах БЧХ при исправлении i ошибок.

При увеличении количества трансформированных кодовых слов число правильно принятых кодовых слов уменьшается. Поэтому, суммарное количество ошибок t в правильно принятых, стертых и трансформированных кодах БЧХ с учетом уравнений (9) и (10) запишется в виде

Пример. При цикловой синхронизации каскадного помехоустойчивого кода, внешним кодом которого является код Рида-Соломона (32, 16, 17), а внутренним - код БЧХ (31,16,7) было принято 19 кодов БЧХ и стерто оставшихся 13 кодов БЧХ. В принятых кодах в 7 кодах ошибок не было, в 4-х кодах было исправлено по 1 ошибке, в 1 коде исправлено 2 ошибки и в 1 коде исправлено 3 ошибки. Общее число исправленных ошибок равно 9. По формуле (8) коэффициенты трансформации при коррекции соответственно 0, 1, 2 и 3-х ошибок кодом БЧХ будут равны β(0)=0,000031, β(1)=0,0095, β(2)=0,014, β(3)=0,16. Суммарное число ошибок в кодах БЧХ будет согласно формуле (11) примерно равно

По суммарному числу ошибок в кодах БЧХ определяется достоверность кодов БЧХ. Причем, чем больше ошибок в кодах БЧХ, тем меньше достоверность кодов БЧХ

где λ - нормирующий коэффициент, рекомендуется λ=n⋅N.

Для нашего примера

Мягкие решения при цикловой синхронизации учитывают достоверности символов синхронизирующей последовательности. Достоверности символов синхронизирующей последовательности формируются по первичным признакам достоверности символов с выхода демодулятора, а также по вторичным признакам достоверности символов с выхода устройства тактовой синхронизации. К первой группе признаков относятся амплитуда сигнала на выходе интегратора демодулятора, уровень фонового шума (за пределами полосы передачи сигнала), искажения пилот-сигнала по частоте и фазе, отклонения спектра принятого сигнала от ожидаемого и так далее. В каналах с высоким уровнем помех такая оценка может давать существенную погрешность и лишь с некоторой степенью надежности позволяет судить о достоверности символов. Ко второй группе признаков, оценивающих достоверность символов, относятся краевые искажения и дробления символов в устройстве тактовой синхронизации. По сумме краевых искажений и дроблений символа можно определить «массу» символа и его достоверность. Итак, достоверность символов синхронизирующей последовательности будет

Затем определяют суммарную достоверность γ₁+γ₂ и сравнивают ее с пороговым значением. Если суммарная достоверность кодовых слов превысит некоторое заранее выбранное пороговое значение достоверности γ_max

то устанавливается цикловая синхронизация. В качестве порогового значения достоверности целесообразно выбрать величину

После установления цикловой синхронизации входная информация поступает на дальнейшую обработку. Местоположение синхронизирующей последовательности однозначно определяет начало каскадного кода или начало сообщения. В противном случае, скользящее окно приема смещают на один символ по входной последовательности, вычисление суммарной достоверности слов помехоустойчивых кодов и попытку установления цикловой синхронизации повторяют.

В предлагаемом способе на приемной стороне после снятия синхронизирующей последовательности с входной последовательности кодов БЧХ выполняют декодирование кодов в пределах минимального кодового расстояния с исправлением и обнаружением ошибок. Количество ошибок в последовательности кодов БЧХ определяют с учетом оценки числа правильно принятых, стертых и трансформированных кодов БЧХ и наиболее вероятной оценки количества ошибок в стертых и трансформированных кодах БЧХ, что позволяет сформировать более точную оценку достоверности последовательности слов кодов БЧХ по сравнению с алгоритмом, применяемым в прототипе, где учитываются только принятые коды БЧХ. Это позволяет повысить вероятность установления цикловой синхронизации каскадного кода и других кодов, в основе построения которых лежит принцип каскадирования. Введение стираний и трансформаций кодов БЧХ и их учет имеет более простую реализацию, чем применение алгоритмов мягкого декодирования кода за пределами минимального кодового расстояния.

Достигаемым техническим результатом предлагаемого способа кодовой цикловой синхронизации сообщений с мягкими решениями является повышение достоверности полученной информации за счет повышения вероятности установления цикловой синхронизации, а также уменьшение сложности реализации способа.