Главная > Теория информаци и связи > Теория информации и надежная связь
<< Предыдущий параграф
Следующий параграф >>
<< Предыдущий параграф Следующий параграф >>
Макеты страниц

6.10. КОДИРОВАНИЕ В КАНАЛАХ С ПАКЕТАМИ ОШИБОК

В предыдущих параграфах в основном рассматривались методы кодирования в каналах без памяти. В этом параграфе рассматриваются каналы с двоичными входными и выходным алфавитами, в которых ошибки передачи имеют тенденцию к объединению в пакеты. Большинство двоичных систем связи (за исключением космических каналов) ведет себя именно таким образом. Трудно найти вероятностные модели этих каналов, которые подходили бы для целей изучения в них кодирования. Недостаточно найти модель, которая описывала бы типичное поведение канала, поскольку при отклонении поведения канала от типичного любой разумный метод кодирования приведет к ошибке декодирования. Причинами нетипичного поведения канала служат различные редкие события, которые по своей природе затрудняют вероятностное моделирование. По этой причине не будем исследовать вероятность ошибки для различных методов кодирования в этих каналах, а найдем другие меры их характеристики.

Наиболее естественным методом кодирования, используемым в каналах с пакетами ошибок, является обнаружение ошибок и переспрос. В этом случае данные на выходе источника кодируются кодом с проверкой на четность (лучше всего, в силу простоты реализации, использовать циклический код). Приемник вычисляет для принятой последовательности синдром и если то считается, что информационные символы приняты без ошибок. Если , приемник запрашивает, чтобы передатчик повторил данное кодовое слово. При этом

ошибка декодирования произойдет только в том случае, если в передаче произойдут ошибки и последовательность ошибок совпадает с одним из кодовых слов. Для -кода с проверкой на четность кодовыми словами являются лишь последовательностей из общего числа последовательностей длины N или лишь одна из каждых последовательностей. Отсюда видно, что ошибками декодирования можно пренебречь уже при не слишком больших значениях и что число ошибок декодирования слабо зависит от конкретной статистики шумов. Кодер и декодер для такого рода циклического кода могут быть реализованы при помощи регистров сдвига с разрядами (см. рис. 6.5.5).

Рис. 6.10.1. Кодирование с перемежением.

Наряду с простотой этот метод имеет несколько недостатков. Во-первых, необходимо иметь надежную линию обратной связи от приемника к передатчику для передачи запросов о повторении передачи. Во-вторых, возникают проблемы хранения данных как в передатчике, так и в приемнике в моменты, когда необходимо повторение передачи. В-третьих, если канал сильно зашумлен, принимается лишь малое число кодовых слов. Существенны или нет первые два недостатка — это зависит от наличия линии обратной связи и от природы источника (т. е. от того, порождает ли источник данные по запросу передатчика, или он порождает их с постоянной по времени скоростью). Если существенным является третий недостаток, то описанная выше схема повторной передачи может быть дополнена каким-либо методом исправления ошибок, рассмотренным ниже. Следует отметить здесь, что если модулятор и демодулятор цифровых данных предназначены для эффективной передачи большого числа двоичных символов в секунду, то в передаче будут происходить частые ошибки, исправление которых совершенно необходимо вне зависимости от того, используется повторение передачи или нет.

Другой простой метод достижения надежной передачи в канале с пакетами ошибок состоит в перемежеиии или перемешивании символов. В принципе этот метод сводится к тому, что поступающий поток двоичных данных разбивается на фиксированное число, допустим на потоков данных, как показано на рис. 6.10.1. После этого каждый из потоков данных кодируется отдельно, а закодированные

последовательности объединяются для передачи по каналу. На выходе канала принятый поток данных вновь разделяется на потоков, каждый поток декодируется отдельно и, наконец, декодированные данные вновь объединяются.

Идея рассмотренного метода состоит в том, что следующие друг за другом буквы в любом кодовом слове отделены в канале промежутком в единиц времени. Поэтому, если влияние памяти в канале исчезает с увеличением времени разделения символов, шумы в канале, действующие на следующие за другом буквы кодового слова, практически становятся независимыми при достаточно больших Таким образом, в канале с пакетами ошибок можно использовать в со четании с перемежением символов любой из методов кодирования, ранее рассмотренных применительно к каналам без памяти.

Эти рассуждения показывают, что наличие памяти в канале не уменьшает его пропускной способности. Чтобы сделать это утверждение более точным, предположим, что в данном дискретном канале с памятью можно задать переходные вероятности отдельных букв. Тогда, если память в канале уменьшается достаточно быстро по времени, то любой метод кодирования, который приводит к данной вероятности ошибки в дискретном канале без памяти с переходными вероятностями будет иметь практически ту же самую вероятность ошибки в данном канале с памятью, если только использовать перемежение с достаточно большим Поэтому канал с памятью имеет пропускную способность, по меньшей мере равную пропускной способности соответствующего канала без памяти. Мы не формулируем этот результат в виде теоремы, поскольку точно указать, как быстро память должна убывать со временем, довольно трудно.

Для реализации перемежения символов не всегда необходимо использовать отдельных кодеров и декодеров. Например, если кодеры, представленные на рис. 6.10.1, являются циклическими кодерами, каждый с производящим многочленом то изображенные на рис. 6.10.1 перемежение и кодирование могут быть произведены с помощью циклического кодера с производящим многочленом Аналогично, если нечетно и кодирование производится одинаковыми сверточными кодерами, каждый из которых рассчитан на скорость (в битах), как и на рис. 6.8.1, то перемежение и кодирование могут быть выполнены единственным сверточным кодером, у которого между каждыми двумя соседними разрядами регистра сдвига, представленного на рис 6.8.1, добавлено разрядов и каждый проверочный символ проходит через -разрядный регистр сдвига.

С практической точки зрения основное преимущество перемежения состоит в том, что оно мало чувствительно по отношению к статистике памяти в канале и требует лишь настолько большого чтобы почти все действие памяти в канале исчезло. Недостаток перемежения (или по крайней мере декодера, использующего перемежения) состоит в том,

что при принятии решения о декодировании не принимается во внимание память канала.

Прежде чем перейти к дальнейшему изложению, необходимо условиться о критерии оценки методов кодирования в каналах с пакетами ошибок. Для простоты будем в дальнейшем предполагать, что входные и выходные у-последовательности канала являются двоичными. Шумовая последовательность равна При попытке определить, что такое пакет, заметим, что две ошибки (т. е. две единицы) в последовательности отделенные несколькими нулями, могут рассматриваться либо как две изолированные ошибки, либо как пакет, состоящий из двух ошибок.

Рис. 6.10 2. Два типа шумовых последовательностей, произвольные двоичные символы.

Чтобы разрешить такого вида неопределенность, условимся считать совокупность последовательных символов шумовой последовательности пакетом ошибок относительно интервала если, во-первых, во-вторых, если по символов с каждой стороны множества равны 0, и, в-третьих, если в множестве нет последовательных символов, одновременно равных 0. Длиной пакета является мощность рассматриваемого множества. Заметим, что все символы шумовой последовательности в пакете не обязательно являются ошибками. В частном случае пакетом является изолированная ошибка, с каждой стороны которой расположены по безошибочных символов. Данное выше определение однозначно разбивает любую последовательность на множество пакетов, отделенных друг от друга интервалами по крайней мере из безошибочных символов.

Условимся говорить, что кодер и декодер имеют при защитном интервале корректирующую пакеты способность если равно максимальному целому числу, при котором любая шумовая последовательность содержащая лишь пакеты длины или меньше при защитном интервале декодируется правильно. Аналогично, корректирующей пакеты способностью кодера (или кода) при защитном интервале называется наибольшее целое для которого существует декодер, такой, что корректирующая пакеты способность этих кодера и декодера при защитном интервале равна Будем использовать величину корректирующей пакеты способности кода при данном защитном интервале в качестве критерия эффективности кода при исправлении пакетов ошибок. Следует заметить, что это лишь грубый

критерий. Например, в канале, в котором длинные пакеты, содержащие относительно мало ошибок, гораздо более вероятны, чем болеё короткие пакеты, содержащие большое число ошибок, предпочтительнее использовать код, способный к исправлению высоко вероятных длинных пакетов за счет менее вероятных коротких пакетов.

Теперь исследуем верхнюю границу корректирующей пакеты способности кода в зависимости от его скорости R и защитного интервала Эта граница справедлива для блоковых кодов, сверточных кодов и любых других классов кодов. Предположим, однако, что существует произвольная, но конечная задержка декодирования в N символов источника, т. е. в тот момент, когда символ источника поступает в кодер, по крайней мере символов источника должны быть декодированы. Вспоминая, что скорость R (измеряемая числом двоичных символов) определяется как отношение числа символов источника к числу символов канала, можно трактовать это условие как требование, чтобы за время, в течение которого принято символов канала, декодировалось бы не менее символов источника. Теперь предположим, что используется код, имеющий корректирующую пакеты способность при защитном интервале и рассмотрим случай, когда число принятых символов кратно т. е.

Рассмотрим далее два типа шумовых последовательностей, представленных на рис. 6.10.2. В каждом из этих двух случаев шумовые последовательности таковы, что имеют нули на указанных на рисунке позициях и могут иметь произвольные значения в позициях, обозначенных символами х (мы предполагаем здесь, что Пусть кодовые последовательности, соответствующие двум различным наборам первых символов источника и шумовые последовательности первого и второго типа соответственно Так как по предположению эти шумовые последовательности не могут привести к ошибке декодирования, то имеем

Более обще, если шумовые последовательности первого типа и шумовые последовательности второго типа, то должно выполняться соотношение

Чтобы доказать (6.10.2), предположим, что (6.10.2) не выполняется при каком-либо выборе последовательностей, и убедимся, что такое предположение приводит к противоречию. Если в (6.10.2) имеет место знак равенства, то, прибавив к обеим сторонам этого равенства получим в результате

Поскольку шумовая последовательность первого типа, — шумовая последовательность второго типа, то равенство (6.10.3) противоречит (6.10.1) и, следовательно, соотношение (6.10.2) верно. Наконец, заметим, что если одинаковы и соответствуют

одним и тем же первым символам источника, но или или то соотношение (6.10.2) вновь сохраняет силу.

Теперь легко понять, что можно выбрать по крайней мере различными способами, каждый из которых соответствует различным выборам первых символов источника. Аналогично имеется различных способов выбора различных способов выбора Согласно (6.10.2) при различных выборах тройки получаем различные последовательности Поскольку двоичную последовательность длины можно выбрать различными способами, то имеют место неравенства:

Так как N фиксировано, а неравенство (6.10.5) должно выполняться при всех 1, то можно перейти к пределу при при этом получим

Аналогичные расчеты в предположении, что шумовые последовательности второго типа (рис. 6.10.2) имеют пакеты длины могут быть проведены при В результате получим, что (см. задачу 6.46).

Преобразовывая (6.10.6) в выражение (6.10.7), приведенное ниже, получаем следующую теорему.

Теорема 6.10.1. Для того чтобы двоичные кодер и декодер с ограниченной задержкой декодирования и скоростью (в двоичных символах на символ канала) имели корректирующую пакеты способность относительно защитного интервала необходимо, чтобы


В дальнейшем будут рассмотрены сначала циклический, а затем сверточный коды, исправляющие пакеты ошибок. Будет показано, что (по крайней мере для сверточных кодов) в пределе при больших можно приблизиться к границе (6.10.7) сколь угодно близко. Мы также увидим, что большинство пакетов, имеющих длины, гораздо большие, чем значение определяемое (6.10.7), может быть исправлено при больших

Циклические коды

Для исправления пакетов ошибок рассмотрим использование двоичного циклического -кода с порождающим многочленом степени Пусть многочлен, соответствующий передаваемому кодовому слову, многочлен, соответствующий,

шумовой последовательности, и многочлен; соответствующий принятой последовательности.

В случае циклического кода пакет ошибок удобно определить несколько иначе, чем это сделано выше. Найдем в шумовой последовательности самый длинный интервал циклически следующих друг за другом нулей и рассмотрим оставшуюся часть последовательности как пакет. Например, если

то согласно этому определению состоит не из одиночных пакетов, а из пакета длины 2, состоящего из и из Чтобы хотя бы частично убедиться в разумности этого довольно странного определения, предположим, что циклический код способен исправлять все пакеты длины или меньше. Тогда согласно нашему старому определению корректирующая пакеты способность кода при защитном интервале не меньше Однако если код не исправляет пакеты в циклическом смысле, то он не будет исправлять и два пакета в канале, отделенные участком из неискаженных символов в середине блока.

В случае циклического кода оптимальным декодером для пакетов ошибок называется такой декодер, который при заданном выбирает кодовое слово при котором состоит из самых коротких пакетов. Такой декодер минимизирует вероятность ошибки декодирования в канале, для которого любой пакет данной длины менее вероятен, чем любой пакет меньшей длины. Покажем теперь, что задача построения оптимального декодера для пакетов оказывается удивительно простой.

При любом назовем циклическим сдвигом многочлена соответствующего принятой последовательности, многочлен

Кроме того, введем многочлен

Так как многочлен делится на то он соответствует кодовому слову. Поскольку при каждом циклическом сдвиге кодового слова также получается кодовое слово, то можно, сдвигая полином назад к и одновременно полином на позиций в том же направлении, убедиться, что многочлен также соответствует кодовому слову. Иначе говоря, многочлен при заданном и при любом определяет возможную шумовую последовательность, которая могла бы наложиться на переданное слово, давая в итоге Из (6.10.10) следует, что каждый из полиномов имеет степень не больше и потому соответствует последовательности, у которой все ненулевые символы циклически следуют друг за другом в ряду, состоящем не более чем из символов.

Теперь допустим, что передано и на него наложился пакет из ошибок в промежутке от до до при модифицированном определении пакета). Этот пакет можно представить с помощью многочлена где степень равна при этом получим Тогда имеем где циклический сдвиг В силу определения (6.10.10) это означает, что

Из проведенных рассуждений вытекает следующая последовательность действий оптимального декодера: нахождение многочленов для всех выбор значения при котором соответствует самому короткому пакету, и затем сложение при найденном значении и

Рис. 6.10.3. Устройство для вычисления при каждом

Схема устройства, вычисляющего при любом представлена на рис 6.10.3. Можно заметить, что это — просто устройство, производящее деление на и что после поступления в левый разряд регистра сдвига, в его разрядах будет храниться как раз полином (члены более высокого порядка находятся справа). Однако если после этого вновь сдвинуть регистр, не подавая при этом на его вход символы принятой последовательности, то в разрядах регистра будет храниться многочлен который, как нетрудно убедиться, как раз совпадает с Путем подобных последовательных сдвигов порождаются Можно также убедиться, что самый простой способ нахождения соответствующего наименьшему пакету, состоит в нахождении самой длинной последовательности нулей в точке А после поступления слева в регистр сдвига Наконец, для выполнения декодирования необходимо, чтобы регистр сдвига совершил цикл более чем N раз; после того как в А появится самый длинный отрезок нулей, в регистре будет содержаться пакет ошибок.

Иногда желательно несколько видоизменить такой декодер. Например, можно не рассматривать модифицированные пакеты, так как они обычно гораздо менее вероятны, чем обычные пакеты. Также любой пакет, имеющий длину больше заданной, можно относить к обнаруживаемым ошибкам. Наконец, при определении, какой из многочленов следует использовать, декодер может принимать во внимание как число ошибок в пакете, так и длину пакета.

Теперь исследуем корректирующую пакеты способность b

циклических кодах, где наибольшее целое число, такое, что все пакеты длины или меньше могут быть исправлены оптимальным декодером. Если корректирующая пакеты способность циклического кода равна то существует некоторый пакет длины который может быть декодирован как некоторый другой пакет длины или меньше; следовательно, сумма этих пакетов является кодовым словом. Произведя циклический сдвиг этого кодового слова так, чтобы пакет неисправимых ошибок начинался с нулевой позиции, представим это сдвинутое кодовое слово в виде

где степень равна и степень не больше

Так как кодовое слово, то его можно представить в виде где степень равная, например, а, представляется в виде разности степени члена самого высокого порядка в и Поэтому, для того чтобы степень не превосходила необходимо, чтобы коэффициенты при в многочлене были бы равны нулю для

Другими словами, для того чтобы существовал неисправимый пакет длины необходимо, чтобы существовали некоторое целое число а, и некоторый ненулевой многочлен степени а, такой, что коэффициенты членов многочлена равны нулю при всех удовлетворяющих (6.10.12). Длиной исправимого пакета циклического кода называется такое наименьшее при котором такое решение существует. При любых заданных нахождение такого решения эквивалентно нахождению совокупности коэффициентов которые удовлетворяли бы линейным уравнениям, указанным в (6.10.12). Легко видеть, что поскольку пакет образуемый с помощью усечения до первых членов, всегда может быть воспринят как Также легко увидеть, что граница справедливая для циклических кодов, эквивалентна более общей границе, приведенной в теореме 6.10.1.

К сожалению, довольно мало изучена проблема нахождения при заданных многочлена максимизирующего Файр (1959) нашел большой класс циклических кодов со сравнительно большими значениями а Элспас и Шорт (1962) опубликовали небольшую таблицу циклических кодов с оптимальными значениями Казами (1963, 1964) также указал упрощенную процедуру решения данных выше уравнений и также привел таблицу укороченных циклических кодов с оптимальными значениями Для любого циклического кода укороченный циклический коде длиной блока образуется с помощью отбрасывания первых информационных символов циклического кода и заменой этих отброшенных символов нулями при вычислении проверочных символов.

Теперь исследуем долю исправимых пакетов ошибок, имеющих длины, большие, чем корректирующая пакеты способность.

Теорема 6.10.2. Пусть циклический -код имеет корректирующую пакеты способность, равную Тогда при доля пакетов длины неправильно декодированных оптимальным для пакетов декодером, ограничена неравенствами

где


Обсуждение. Наибольший интерес эта теорема представляет для больших и когда величина коэффициентов в (6.10.14) не имеет большого значения. Весьма интересно, что при исправляется большинство пакетов. При фиксированном значении скорости и возрастании N отношение этой оценки к верхней границе корректирующей пакеты способности стремится к 2. График функции приведен на рис. 6.10.4. Можно заметить, что при возрастании корректирующей пакеты способности горизонтальный участок функции поднимается, уменьшая долю неисправимых пакетов в окрестности

Рис. 6.10.4. Показатель экспоненты доли неисправных пакетов длины

Доказательство. Назовем синдромом соответствующим шумовой последовательности многочлен

где Заметим, что две шумовые последовательности имеют один и тот же синдром, если их сумма является кодовым словом. Отметим также, что множество всех синдромов, соответствующих всем различным просто совпадает с множеством кодовых слов в дуальном коде, порождаемом многочленом Пакет ошибок называется путающим, если его синдром совпадает с синдромом другого пакета меньшей или равной длины. Отметим, что любой неисправимый пакет будет путающим и по крайней мере половина путающих пакетов любой длины декодируется оптимальным декодером неправильно. Наконец, доля путающих пакетов длины расположенных на позициях от 0 до совпадает с долей путающих пакетов длины начинающихся в любой другой позиции.

При любых целых значениях и любых обозначим через (рис. 6.10.5) множество

синдромов для которых при Коэффициенты здесь выбираются как вычеты по модулю Из рассмотрения положений интервалов нулей на рис. 6.10.5 видно, что каждый синдром может быть представлен как в виде так и в виде где каждый из полиномов имеет степень Найдем сначала границу числа элементов в этих множествах синдромов, а затем укажем ее связь с числом неисправимых пакетов длины Заметим, что всегда содержит все нулевые синдромы и образует подгруппу множества всех синдромов относительно сложения многочленов по модулю 2.

Рис. 6.10.5. Множество синдромов произвольные двоичные символы.

Заметим также, что при любых множество или пусто или образует смежный класс для Так как общее число синдромов является степенью 2, то из теоремы Лагранжа (теорема 6.3.1) следует, что каждая из этих подгрупп и каждый из этих смежных классов имеют число элементов, равное степени 2. Определим множество следующим образом:

Из рассмотрения рис. 6.10.3 непосредственно проверяется, что

Отсюда следует, что

где равно числу комбинаций для которых непусто. Так как являются степенью 2, то а равно 1,2 или 4.

Далее заметим, что согласно рис. 6.10.5, если то Поэтому, если множество не пусто для одного из значений то оно не пусто и для всех больших значений Следовательно, а не убывает с ростом

Согласно определению величины (корректирующей пакеты способности кода) существует некоторый пакет длины

простирающийся от 0-й до позиций, который имеет такой же синдром, что и некоторый пакет с длиной, не превышающей начинающийся, например, на позиции Этот синдром принадлежит Более того,

Доказательство этого опирается на тот факт, что большее число синдромов содержат ненулевой синдром из такой синдром содержал бы два интервала, каждый из которых целиком состоит не менее чем из нулей, либо сливающихся, либо нет. Если интервалы сливаются в один, то длина получающегося интервала должна быть не менее что влечет за собой требование, чтобы синдром был равен 0. Если интервалы не сливаются, то существуют два пакета, длина которых не превышает с таким синдромом, что противоречит определению

Учитывая, что эти множества являются смежными классами и используя (6.10.16) и (6.10.17), получаем

Наконец, отметим, что при все синдромы принадлежат и

Так как величина а входящая в соотношение (6.10.18), не убывает с ростом и принимает при лишь значения 2 или 4, соотношения (6.10.20) и (6.10.21) полностью определяют при всех промежуточных значениях величины

Используя равенство (6.10.17) и равенство! получаем

Каждый синдром для которого 50 — 1, соответствует путающему пакету длины расположенному на позициях от 0 до При единственный синдром из имеет а при больших ровно половина синдромов из имеет Чтобы показать это, заметим, что если принадлежит принадлежит Так как множество и аналогичное множество с являются оба смежными классами подгруппы то эти множества имеют одинаковую мощность. Далее, так как существует всего различных пакетов, занимающих позиции от 0 до то доля

путающих пакетов, занимающих позиции от 0 до ограничена снизу величинами

Так как по крайней мере половина путающих пакетов декодируется неправильно, последнее соотношение в сочетании с (6.10.23) приводит к нижней границе вида (6.10.13).

Чтобы получить верхнюю границу следует прежде всего оценить при каждом значении Пусть при любом заданном наибольшее целое число, для которого Тогда при некоторой ненулевой паре значений Если то, повторяя предыдущие рассуждения, можно получить

Вместе с тем, если то при всех таких, что Следовательно,

и поэтому (6.10.24) справедливо, при всех

Любой неисправимый пакет длины занимающий позиции от 0 до соответствует синдрому в при некотором Поэтому общее число неисправимых пакетов длины занимающих позиции от 0 до ограничено сверху величиной для и величиной для других значений Учитывая (6.10.23), отсюда получаем верхнюю оценку вида (6.10.14).

Другой метод блокового кодирования для каналов с пакетами ошибок основан на использовании кодов Рида-Соломона (1961). Используемые символы принадлежат полю при некотором длина блока равна Для произвольно выбранного минимального расстояния кода, заданного нечетным числом число информационных символов равно и любая конфигурация ошибок может быть исправлена. Если представить каждую букву кодового слова двоичными символами, то получим двоичный код с информационными символами и длиной блока Любая шумовая последовательность, которая искажает не более чем из этих последовательностей длины исправляется; поэтому корректирующая пакеты способность этого кода равна при этом код исправляет большое число

конфигураций из более коротких пакетов. Отсюда видно, что, увеличивая при фиксированном мы подходим сколь угодно близко к теоретическому пределу корректирующей пакеты способности, определяемому теоремой 6.10.1.

Сверточные коды

В этом параграфе рассматриваются некоторые частные методы исправления пакетов ошибок при использовании сверточных кодов. Все эти методы могут быть различным образом модифицированы и обобщены. Однако в настоящее время разработка сверточных кодов для исправления пакетов ошибок еще не вышла из той стадии, когда лучше всего обучить этому искусству на примере. Первый из обсуждаемых методов был независимо развит Ивадари (1967) и Месси.

Рис. 6.10.6 Сверточный кодер для (а); означает регистр сдвига на разрядов. Сверточный кодер для произвольного

Он применим к сверточным кодам со скоростями передачи (в двоичных единицах) вида где произвольное положительное целое число. Данный метод позволяет для любого положительного целого числа (3 достичь исправляющей пакеты способности при защитном интервале пределе при больших отношение длины защитного интервала к корректирующей пакеты способности стремится к что соответствует верхней границе отношения длины защитного интервала к корректирующей пакеты способности, определяемой теоремой 6.10.1.

Блок-схема кодера для метода декодирования Ивадари — Месси изображена на рис. 6.10.6, вначале для частного случая бит), а затем — в общем случае. На рис. 6.10.7 представлен декодер для из приведенных ниже объяснений станет довольно очевидно, как модифицировать его применительно к

произвольному В случае кодирование производится согласно следующему правилу: при любом

Рис. 6.10.7. Декодер для исправления пакетов (метод Ивадари — Месси);

Символы синдрома определяются через принятые по каналу символы с помощью соотношения

Из (6.10.26) непосредственно следует, что значения принятых символов в (6.10.27) можно заменить шумовыми символами. Также, если шумовая последовательность содержит лишь пакеты не больше чем из символов при защитном интервале то, как нетрудно убедиться, каждый синдром может содержать не более одного неисправленного шумового символа. Действительно, защитный интервал был выбран так, что в случае, когда является последней ошибкой какого-либо пакета, не может быть первой ошибкой последующего пакета.

Чтобы понять работу декодера, полезно рассмотреть прохождение через декодер пакета из ошибок. Такой пакет порождает четыре последовательных пакета из единиц в регистре синдрома. Первый из этих пакетов порождается ошибками в четвертом потоке поступающих символов, второй — ошибками в третьем потоке символов, следующий — ошибками во втором потоке и последний — ошибками в первом потоке. Так как длина первого пакета единиц в синдроме не превышает то этот пакет не может быть заблокирован каким-либо из элементов расположенным в нижней части рис. 6.10.7; поэтому пакет исправляется. Последовательность синдрома должна содержать не менее нулей между первым и вторым пакетом из единиц; следовательно, эти пакеты не могут перекрыться в регистре синдрома.

Рис. 6.10.8. Кодер для диффузного порогового декодирования.

Появление каждой ошибки в третьем потоке принятых символов увеличивает на 2 число единиц в синдроме и эти единицы отстоят друг от друга на символов, что приводит к исправлению в соответствующий момент символов в третьем потоке. Сумматоры по модулю 2 в нижней части рисунка не позволяют проводить какие-либо исправления в первом и во втором потоках в течение этого времени. Каждое исправление также приводит к изменению соответствующего символа синдрома, так что после исправления последней ошибки в третьем потоке принятых символов регистр синдрома будет целиком заполнен нулями, за исключением, быть может, двух самых левых разрядов. Исправление второго, а затем первого потока принятых символов производится аналогично.

Весьма близкий класс кодов был исследован в совместной работе Вайнера и Эша (1963), Берлекэыпом (1964) и Месси (1965). Рассмотренный в этих работах метод приводит к несколько меньшему защитному интервалу при заданной корректирующей пакеты способности, чем метод Ивадари — Месси, однако увеличение сложности оборудования делает его менее полезным в практических применениях.

Другой метод, развитый с несколько других позиций, диффузное пороговое декодирование, принадлежит Месси и Коленбергу (1964). При заданной корректирующей пакеты способности этот метод требует несколько большего защитного интервала и несколько более сложного оборудования, чем предыдущие методы, но он несколько более

приспособлен к исправлению конфигураций пакетов и независимых ошибок. Лучше всего описать этот метод на примере, представленном на рис. 6.10.8 и 6.10.9. Параметр на этих рисунках произволен и определяет корректирующую пакеты способность кода. Как мы скоро увидим, корректирующая пакеты способность этого кода равна символов при защитном интервале, содержащем символов.

Исследование декодера, представленного на рис. 6.10.9, почти аналогично исследованию порогового декодера на рис. 6.8.2.

Рис. 6.10.9. Диффузный пороговый декодер.

В частности, предполагая, что занимает самый правый разряд регистра сдвига, и что никаких ошибок декодирования ранее сделано не было, получаем, что в пороговое устройство поступают символы:

Можно заметить, что линейные комбинации символов шума в правой части (6.10.28) ортогональны к и поэтому будет декодирован правильно, если только в этих соотношениях появится не более двух ошибок. Что касается пакетов ошибок, то, как легко проверить, используя (6.10.28), любой пакет, состоящий не более чем из символов, может влиять максимум на два символа в (6.10.28). Заметим, что защитный интервал выбран таким образом, что если последний символ какого-либо пакета, то должен предшествовать началу следующего пакета, но если -последний символ какого-либо пакета, то может быть первым символом следующего пакета.

Можно заметить, что этот метод и метод перемежения символов основаны на близких идеях. В обоих методах символы, рассматриваемые кодером совместно, в канале разнесены так, что пакеты, по существу, преобразуются в независимые ошибки. Однако можно убедиться, что отношение длины защитного интервала к длине пакета для декодера, представленного на рис. 6.10.9, гораздо меньше, чем то, которое может быть получено с помощью перемежения символов в коде, изображенном на рис. 6.8.1.

Существует также тесная связь между методом Ивадари — Месси и диффузным пороговым декодированием. В терминах независимых ошибок декодер, представленный на рис. 6.10.7, может рассматриваться как пороговый декодер, исправляющий одиночную ошибку, а декодер на рис. 6.10.9 — как пороговый декодер, исправляющий двойные ошибки.

Рис. 6.10.10. Кодер для разнесения пакетов по времени,

Поэтому не удивительно, что диффузный пороговый декодер, исправляющий двойные ошибки, имеет большую сложность, будучи при этом более приспособлен к исправлению различных типов ошибок, чем декодер Ивадари — Месси.

В качестве последнего примера исправления пакетов ошибок с помощью сверточных кодов рассмотрим следующий метод, принадлежащий Галлагеру (19656). Сначала рассмотрим частный пример, представленный на рис. 6.10.10 и 6.10.11. Изображенные здесь кодер и декодер предназначены для исправления большинства пакетов с длиной не более при защитном интервале длины - Параметры произвольны, но можно считать, что обычно имеет порядок величины меньше чем 10. Заметим, что поскольку мы пытаемся исправлять пакеты с длиной, почти в три раза большей верхней оценки корректирующей пакеты способности, определяемой теоремой 6.10.1, то не все пакеты длины могут быть исправлены.

Чтобы понять качественно работу декодера, представленного на рис. 6.10.11, рассмотрим, что произойдет, если пакет длины поступит в декодер. Поступление пакета ошибок в декодер приводит к тому, что многие из символов синдрома примут значение 1; фактически ошибки, проходя через первые пять разрядов верхнего регистра сдвига, порождают пакеты единиц в последовательностях синдрома, длина которых не превышает Однако в тот момент, когда начало этого пакета единиц в последовательности синдрома поступает в первый

разряд регистра синдрома, что ведет к обнаружителю ошибок, все ошибки в информационном потоке будут находиться в не имеющем отводов верхнем регистре сдвига, длина которого Поэтому каждое последующее появление 1 в последовательности синдрома является следствием ошибки в информационном потоке символов в правой части верхнего регистра сдвига. Эта ошибка исправляется, если та часть синдромного регистра, которая связана с обнаружением пакетов, содержит единицу.

Эффективность этого метода можно оценить, предположив, что символы шума внутри пакета являются независимыми равновероятными двоичными символами.

Рис. 6.10.11. Декодер для разнесения пакетов по времени.

Если первая ошибка в пакете поражает символ информационного потока, то в тот момент, когда она исправляется, крайне левых символов синдрома, связанных с устройством, обнаруживающим пакеты, будут независимыми равновероятными двоичными символами и вероятность того, что ошибка не будет исправлена, равна Аналогично, вероятность того, что ошибка в середине пакета не будет исправлена, равна а вероятность того, что не будет исправлена последняя ошибка в пакете, равна, грубо говоря, Отсюда видно, что с возрастанием вероятность неудачи при исправлении пакета убывает, но возрастают сложность оборудования и требуемая длина защитного интервала.

В действительности этот метод является разновидностью передачи с разнесением по времени. Если данный интервал информационного потока искажен пакетом ошибок, то последующие символы в потоке проверочных символов могут использоваться для преобразования потока. Основное различие состоит в том, что при обычной передаче с разнесением по времени в канале производятся измерения, чтобы определить, какой поток символов наиболее надежен, в то время как

здесь для этого используются кодовые связи. Во многих физических каналах существует столь много причин, приводящих к пакетам ошибок, что трудно надежно определить по измерениям в канале место пакета, поэтому использование для этого кодовых связей более надежно и более просто.

В описанном методе могут быть сделаны некоторые изменения. Ясно, что можно изменить данное отдельное множество разрядов регистра в левой части рис. 6.10 10, выходные символы которых суммируются при вычислении проверочных символов. Более существенная модификация состоит в использовании устройства (рис. 6.10.11), обнаруживающего пакеты как для исправления относительно изолированных ошибок, так и для обнаружения более крупных пакетов. Наконец, можно использовать тот же метод при произвольных скоростях, представимых в виде для исправления большинства пакетов длины с длиной защитного интервала, чуть большей

<< Предыдущий параграф Следующий параграф >>
Оглавление