Кодек блочной сигнально-кодовой конструкции

 

„.Я0.„1711337, А 1

СОЮЗ СОВЕТСНИХ

РЕСПУБЛИК щр H 03.M 13/00

ОПИСАНИЕ ИЗОБРЕТЕНИЯ

Н ABTOPCHQMV СВИДЕТЕЛЬСТВУ

2 релачи дискретных сообщений позволяет повысить помехоустойчивость кодека. Кодек состоит из передающей .стороны, содержащей кодеры внешнего кода и блок оперативной памяти, канала связи и приемной стороны, содержащей блок оперативной памяти, блоки буферной памяти и блок сравнения. Благодаря введению на передающей стороне блока выбора сигнального подмножества и сигнального кодера, а на приемной стороне - вычислителя l метри к, коммутаторов, блока постоянной памяти, сумматоров и Формирователя адреса считывания, в кодеке реализуется алгоритм мягкого декодирования на основе использования решетчатых диаграмм аналогично алгоритму Витерби. 8 ил., 2 табл.

ГОСУДАРСТВЕННЫЙ КОМИТЕТ

IlO ИЗОБРЕТЕНИЯМ И О"ЩРЫТИЯМ

ПРИ ГКНТ СССР (21) 4666115/?4 (22) 24,03.89 (46) 07.02.92. Бюл. > 5 (71) Московский институт связи (72) А.Г.Жвания, В.Б.Зоткин, В.В.Зяблов, Д.Л.Коробков, С.Л.Портной и С.А.Шавгулидзе (53) 621.394.14:681.325(088.8) (56) Авторское свидетельство СССР

N 1629992, кл. H 03 И 13/12, 1987, Авторское свидетельство СССP и 1408532, кл. Н 03 M 13/00, 1986.

Авторское свидетельство СССР

М 1401613, кл. Н 03 М 13/00, 1986. (54) КОДЕК БЛОЧНОЙ СИГНАЛЬНО-КОДОВОЙ КОНСТРУКЦИИ (57) Изобретение относится к техни- ке связи и вычислительной технике °

Его использование в аппаратуре пеУ Изобретение относится к технике . связи и вычислительной технике и может быть использовано в аппаратуре передачи дискретных сообщений.

Цель изобретения - повышение помехоустойчивости кодека, На фиг. 1 приведена блок-схема кодека, на фиг. 2 - матрицы Формируемых сигналов, общий вид, на фиг. 3разбиение 16-точечного алфавита для амплитудно-Фазовой модуляции; на фиг. 4 - матрицы на фиг.2 для кон- кретного примера; на Фиг.5-8 -;решетчатые диаграммы, поясняющие про.цесс декодирования.

Кодек состоит из перелающей и приемной сторон 1 и 2 и канала 3 связи.

Передающая сторона включает кодеры

4 внешнего кода, блок 5 выбора сигнального подмножества, сигнальный колер 6 и блок 7 оперативной памяти.

Приемная сторона 2 содержит блок 8 swa оперативной памяти, вычислитель 9 фф метрик, первый и второй коммутатор (ф

10 и 11, блок 12 постоянной памяти, первый и второй блоки 13 и 14 буферной памяти, сумматоры 15, блок 16 сравнения и Формирователь 17 адреса считывания. На фиг.1 обозначены ер первая и вторая группы 18 и 19 информационных входов, первый - третий тактовые входы 20 - 22, Первый третий входы 23 - 21 синхронизации и выход 26 кодека.

Кодеры 4 и 6 и блок 5 передающей стороны можно выполнить на ПЗУ. Вы1?11337 числитель 9 метрик также можно реали-. зовать на ПЗУ. Формирователь 17 адреса считывания представляет, например, регистр сдвига.

Кодек блочной сигнально-кодовой конструкции (СКК) работает следующим образом.

На входы 18 кодеров 4.1 - 4.N поступает N блоков информации по 1. бит. 10

После кодирования i-м кодом (i=1 N) на выходе каждого кодера 4.i появляется блок информации а длиной и бит ((а = ((а, а, ...а,, 11 à

=!(а, ((, i=1,N, j=1 и

P

-r ай

Столбцы этой матрицы последовательно подаются в блок 5 выбора сигнального подмножества, в котором происходит выбор одного из 2 сигнальных подмножеств, на которые разбит полный сигнальный алфавит. Полное сигнальное созвездие разбивается на 35 сигнальные подмножества таким образом, чтобы максимизировать минимальное евклидово расстояние между соседними сигнальными точквми внутри подмножества.

На входы 19 поступают P блоков информации по и бит. Зти блоки некодированной информации образуют матрицу

В (Ь," ((, i = 1,Р, Д 1,п 45

Столбцы этой матрицы последова» тельно подаются в сигральный ко ер 6, где происходит выбор одной из 2 сигнальных точек выбранного подмножества. Таким образом, полный сигнальный 50 алфавит содержит 2" сигнальных то- чек, которые разбиты на 2 сигналь» и ных подмножеств до 2 Р точек в каж\ дом подножестве. На выходе сигнального кодера 6 формируется последова55 тельность из п сигнальных точек, ко торая записывается .в блок 7 передающей стороны 1 и с частотой nF поступает в канал 3 связи. tlop, действием помех в канале 3 связи сигналы искажаются и в искаженном виде после обратного преобразования в цифровые Форму записываются в блок 8 приемной стороны 2.

Блок 8 преобразует последовательность из п сигнальных точек, поступающих на его вход с частотой nF, в последовательность из и сигнальных точек, считываемых с частотой F. С выходов блока 8 на входы вычислителя 9 метрик последовательность из и принятых сигнальных точек поступает в виде 2п действительных чисел, где каждая пара действительных чисел соответствует координатам каждой из и сигнальных точек на комплексной плоскости 7,.

В состав вычислителя 9 метрик вхо9+Р дит датчик координат 2" сигнальных точек, принадлежащих полному сигнальному алфавиту. Вычислитель 9 метрик вычисляет KBBppRT расстояния от каждой из сигнальных точек до принятой с координатами М., и Х сигнальной точки, повторяя эту процедуру для каждого из и принятых сигналов.

Квадрат расстояния вычисляется по следующему правилу: и 2 и

М = 9 k-< > Я а-< »

j=1,п, k=1,2N где II > k и I(> ) - пара действительных чисел, соот ветст вующих координатам k-й сигнальной точки на комплексной плоскости, k=1,2"

Для каждого из и полученных сигналов на выходе вычислителя 9 метрик имеется набор из 2" квадратов расй стояний Ь g, называемых метриками сигнала ® . Зтот набор метрик поступает на группу блоков 10 - 1б, реализующих алгоритм декодирования принятой последовательности.по алгоритму

Витерби.

Коммутатором 10 управляет блок 12 посредством записанной е нем инфор,мации. Процесс управления коммутатором 10 следующий.

В блоке 12 записана решетчатая диаграмма декодера Витерби. Здесь каж1711337 дый элемент памяти содержит информацию о том, какое из Ic ребер (Ic =

1,2 ) исходит из какого узла диа граммы и в какой узел входит. Общее количество элементов памяти равно

П .Уз

R,„= + +R;

; 1) где R - количество ребер, входя- 10

Ч щих в j-й -узел диаграммы на i-м сечении, причем в каждом из i=1,ï сечений число узлов равно S

Элементы памяти блока 12 разбиты по группам, каждая из которых управляет процессом вычисления метрик путей, входящих в один из S; узлов на сечении i=1,п. Блок 12 выдает управляющий сигнал с частотой nSF и ком- 20 мутатор 10 коммутирует 2" Р входов (на кажлый из которых подается метРика ое, 1.=1 2" ) Hà би еыходое, каждый из которых подключен к входам сумматоров l5.1 - 15.S ° S =

= maxS,— максимальное число узлов

1 в одном из i=i,ï сечений решетчатой диаграммы.

На j-м шаге декодер Витерби суммирует .в сумматорах 15 метрики выживших до i-го сечения путей и метрики принятых сигналов в соответствии с рисунком решетчатой диаграммы, записанной в память блока 12. Затем блок 16 сравнения выбирает из всех сумм метрик наименьшую и через управляющий вход дает команду коммутатору 11проключить наименьшую из вычисленных метрик путей на вход. пер- 40 вого блока 13 памяти, где она запоми- нается для суммирования Hà (i+1)-м. сечении решетчатой диаграммы. Одновременно блок 16 сравнения выдает второму блоку 14 памяти сигнал, мет- 45 рика которого (e сумме с метриками выживших путей, записанных в первом блоке 13 памяти) является наименьшей на j -м шаге i-ro сечения решетчатой диаграммы. Блок 14 запоминает номер узла,. из которого исходит путь с наи меньшей метрикой (для данного узла j).

Вся вышеописанная процедура поеи торяется о" S раз, а на последнем

1 %

55 сечении на последнем шаге во втором блоке 14 памяти формируется после" . довательность декодированных сигналов, причем считыванием декодированной по" следовательности занят.формирова" тель 16 адреса считывания, который начинает считывание с последнего де-кодированного сигнала. Остальные сигналы счиТываются на выход декодера Витерби, используя информацию о номерах узлов, из которых исходят ребра, соответствующие лекодированным сигналам на сечении j решетчатой диаграммы. Декодирование заканчивается, когда формирователь 17 считывает адрес первого сигнала из блока, содержащего и сигналов.

Кодек блочной СКК работает следующим образом.

Пусть N=P=2, п=4. Тогда имеется два- входа 18, информация с которых кодируется, и два некодированных входа 19. Пусть в качестве кодов в кодерах 4 и 6 используются коды

Рида - Маллера (PM-коды)(4,3,1) и (4,1,4) соответственно. Код (4,3,1) является кодом с проверкой на четность, а код (4,1,4) - кодом с повторением. Тогда на вход. СКК каждые F с поступает l2 информационных бит (фиг.20) . После кодирования РИ-кодами формируется матрица передаваемого сигнала В, показанная на фиг.25, Всего сигнальный алфавит должен со" держать 2"+ = 2 = 16 сигнальных, точек, которые должны быть разбиты на 2" = 4 подмножества по 2Р точек в каждом. На фиг ° 3 приведено такое разбиение l6-точечного алфавита амплитудно-фазовой модуляции (АфМ). Если минимальное расстояние

Д между соседними сигнальными точками составляло Д = 2, то после разбиения. минимальное расстояние между соседними сигнальными точками внутри подмножества возросло в 2 раза:

d ; 2 6 = 4. Каждый столбец матрицы В определяет выбор посылаемой в канал сигнальной точки, причем пара закодированных бит.определяет выбор сигнального подмножества, а пара некодированных бит - сигнальную точку в данном подмножестве.

Пусть на- входы кодека СКК. поступили следующие 17 информационных бит: 0,1,1 1,0,0 0,1,0,0,0,1 (фиг.М), Матрица В, полученная после кодирования РМ-кодами, представлена на фиг.4в. В первом столбце матрицы

В кодированные биты 01 определяют выбор подмножества сигналов, обозна1711337 ченного на Фиг,3 треугольником (ниж- I ний бит считается старшим). Оставшаяся пара бит ll определяет выбор конкретной сигнальной уочки .внутри подмножества, имеющего префикс 01Ä а именно, точки с координатами (3,-1).

Аналогично выбираются оставшиеся сигнальные точки. В канале 3 передаваемый сигнал неизбежно подвергается искажениями, и .после обратного преобразования в цифровую форму искаженные сигнальные точки записываются в блок 8 оперативной памяти, Пусть в рассматриваемом примере отношение сигнал/шум составляло 16 дБ. Соот ветствие между столбцами матрицы В, передаваемыми сигйалами и искаженными сигналами, полученными с помощью реализации шума, приведено ° в табл.1.

Декодирование принятого кодового слова в кодеке осуществляется с помощью алгоритма Витерби, который был предложен для декодирования сверточных кодов. Использование этого алгоритма. в данном кодеке основано на том, что блочный код может быть представлен в виде решетчатой диаграммы. Такая диаграмма представляет собой направленный вправо граф, начинающийся в одной точке и сходящийся в одну точку. Каждому ребру графа ставится в соответствие мет-, ка, соответствующая элементу кодоаого слова. Любой путь из начальной точки к конечной проходит через и ребер (n - длина кода) и соответствующий набор меток определяет одно кодовое слово . Задача декодирования в этом случае сводится к задаче нахождения пути по решетчатой диаграмме с помощью некоторых правил декодирования. !

Рассмотрим построение решетчатых. диаграмм более подробно. Некодированную последовательность из и бит можно расматривать как (п,п, 1) код.

Решетчатая диаграмма (4,4, 1) - кода представлена на фиг..56. На этой диаграмме может быть получено 2" 24 16

-различных путей, ведущих из началь-" ного узла к конечному, соответствующих различным наборам из четырех бит, Коду PM (4,3,2) соответствует ре,шетчатая диаграмма, представленная на фиг.Я, а коду РИ (4,1,4) - решет5

55 чатая диаграмма на Фиг.58. При объединении кодовых слов различных кодов, которым соответствуют строки бит, по столбцам для получения кодового слова СКК решетчатая диаграмма этого кодового слова является произведением решетчатых диаграмм исходных коловых слов. Построение решетчатой диаграммы для рассматриваемой в примере СКК показано на фиг.б. Объединение некодированных слов приводит к удваиванию каждого ребра графа.

Если граф кода (4,4,1) солержит дяа . параллельных пути между соседними узлами, то объединение двух таких кодов дает решетчатую диаграмму с четырьмя параллельными путями между соседними узлами. Объединение решетчатой диаграммы двух закодированных слов с упомянуто!" выше решеткой,, имеющей четыре параллельных пути между соседними узлами, приводит к тому, что в результирующей решетчатой диаграмме сохраняется топология закодированной решетки, но каждое ее ребро расщепляется на четыре параллельных пути. В более удобном для анализа варианте результирующая решетчатая диаграмма приведена на фиг.7. Здесь каждое утолщенное ребро соответствует четырем параллельным ребрам. Первые два бита, стоящие у каждого ребра, является закодированными битами, определяющими выбор сигнального. подмножества. Последние два бита, помеченные ХХ, говорят о том, что на их месте может cTARTb Jlloбая из четырех возможных комбинаций из двух бит, определяющая конкретную точку в сигнальном подмножестве, которой и соответствует вектор одного из четырех ребер.:

Декодирование принятого сигнала происходит следующим образом.

Вычислитель 9 метрик для каждой полученной из канала 3 сигнальной точки вычисляет квадрат евклидовых расстояний. Набор метрик, вычисленный для четырех сигнальных точек данного примера, приведен в табл.2. Выбор пути по решетчатой диаграмме (фиг.8) с минимальной метрикой происходит следующим образом. Для каждого узла графа производится сравнение всех метрик приходящих в него путей. Выбираешься путь с минимальной метрикой, называемый выжившим, остальные пути отбрасываются.

1711337

На первом шаге декодирования в каждую точку графа ведут по четыре параллельных пути, выходящие из начальной точки. Поэтому метрика данного ребра равна метрике пути. На фиг.8g представлены выжившие пути после первого шага декодирования. Метрика у каждого ребра соответствует двоичному представлению сигнальной точки, метрика пути вривелена в скобках, Для точки первого яруса сравниваются метрики ребер в подмножестве сигнала с префиксом 00 (номера .сигналов 1-4 в табл.?), l5

Наименьшей метрикой, равной 3,237, обладает ребро с метрикой 0010, которое и оставляется в качестве выжившего пути. Аналогично происходит выбор по другим точкам в данном сече- 0 нии графа.

На втором шаге декодирования (фиг.% ) в точку первого яруса входят восемь путей (с префиксами 00 и

01). Иинимальной метрикой обладает 25 путь, состоящий из ребер с метками

0010 (метрика 3,237) и 0000.(метри ка 0,115). Суммарная метрика этого пути 3,237 + О, 115 = 3,352.

Выжившие пути на третьем шаге декодирования приведены на фиг.85.

После четвертого шага декодирования остается единственный выживший путь (фиг.82) с.метрикой 0,497.

Иетки соответствующих ребер, запи- 35 санные в виде столбцов, дают декодированную матрицу В, которая в данном случае равна передаваемой матрице В, т.е. ошибки отсутствуют. Информационные биты могут быть счита- 40 л ны иэ матрицы В при движении снизу вверх слева направо, исключая избыточные биты °

В данном кодеке реализован алго 45 ритм декодирования по максимуму правдоподобия - это соответствует мягкому декодированию внутренних кодов обобщенного каскадного кода. При мягком декодировании внешних кодов используется апостериорная вероятность г(х/3f).

Известный кодек использует жесткое значение принятого сигнала Х, что соответствует жесткому декодированию.

При этом осуществляется прием в целом внутренних сигналов и исправление ошибок внешними кодами. В этом случае принятое слово у =(,,.;.,у„) Е Y бурет декодировано правильно, если квадрат евклидова расстояния между переданным и принятым словами удовлетворяет неравенству

P(y,y)c min d, P; /8n, i=-1,m где у CY — передаваемое по каналу с аддитивным науссовским шумом слово; у - принято слово, искаженное шумом, m — порядок обобщенного каскадного,кода, Помехоустойчивости жесткого декодирования внешних кодов может ока" зат ься недостаточно, поэтому и предлагается кодек с мягким алгоритмом декодирования.

В данном случае декодирование будет правильным, если квадрат евклидова расстояния между переданным и принятым словом удовлетворяет неравенству уЪ

Р (у,у)(min d; Р; /4п, 1=1,m

Таким образом, использование мягкого алгоритма декодирования по сравнению с жестким декодированием внешних кодов приводит к энергетическому выигрышу 3 ДБ, что и сви" детельствует о повышении помехоустойчивости.

Формула изобретения

Кодек блочной сигнально-кодовой конструкции, состоящий из передающей и приемной сторон и канала связи, передающая сторона содержит первыйЫ-й кодеры внешнего кода (2 - коN личест во подмножеств, на которые разбит сигнальный код), информационные входы первого - N-го кодеров внешнего кода являются соответствую" щими входами первой группы кодека, < тактовые входы всех кодеров внешнего. кода обьединены с тактовым входом блока оперативной памяти и являются первым тактовым входом кодека, вход синхронизации блока оперативной памяти является первым входом синхронизации кодека, приемная сторона содержит блок оперативной памяти, тактовый вход и вход синхронизации

171133? . которого являются вторыми одноименными входами кодека, блок сравнения, первый и второй блоки буферной памяти, выход блока оперативной памяти передающей стороны соединен через канал связи с информационным входом блока оперативной памяти приемной стороны, тактовый вход канала связи является третьим тактовым входом кодека, о т л и ч а ю щ и йс я тем, что, с целью повышения помехоустойчивости. кодека, на передающей стороне введены блок выбора сигнального подмножества и сигнальный кодер, первый — P-й информационные входы которого (2 - число сигнальных точек в каждом подмножестве) являются соответствующими входами второй группы кодека, тактовый вход сигнального кодера подключен к пер- вому тактовому входу кодека, выходы первого - И-ro кодеров внешнего кода подключены к соответствующим вхолам блока выбора сигнального подмножества, выходы которого соединены с управляющими входами сигнального кодера, выходы которого подключены к информационным входам блока оперативной памяти, на приемной стороне введены вычислитель метрик, коммутаторы, блок постоянной памяти, сумматоры и формирователь адреса считывания, тактовый вход которого и тактовый вход вычислителя метрик объединены и подключены к второму входу синхронизации кодека, выходы блока оперативной памяти соединены с информационными входами вычислителя метрик, выходы которого подключены к информационным входам первоГО коммутатора тактовый вход которого объедч .зн с тактовыми входами второго коммутатора, всех сумматоров, блоков буферной памяти и блока постоянной памяти и является

10 третьим входом синхронизации кодека, выходы блока постоянной памяти соединены с управляющими входами первого коммутатора, первый - S- выходы которого (S — максимальное

15 число узлов решетчатой диаграммы) подключены к первым входам соответственно первого — S-го сумматоров, выходы которых соединены с соответствующими информационными входами второго

20 коммутатора и блока сравнения, тактовый вход которого подключен к второму тактовому входу кодека, первые и вторые выходы блока сравнения соединены соответственно с информационными входами второго блока буферной памяти и управляющими входами второго коммутатора, выходы которог-a подключены к информационным входам первого блока буферной памяти, 30 первые - S-e выходы которого соединены с втбрыми входами соответственно первого — S-го сумматоров, выходы формирователя адреса считывания подключены к адресным входам второго блока буферной памяти, выход которого является выходом кодека. г а б л и ц а 1

Столбцы Координаты матрицы В переданного сигнала

Координаты принятого сигнала (3,644, -0, 41) (-0,373; -0,258) (-0э,390; 2ч?23) (-1 112, -3,294) 0111

0,0 0 0

0001

13

1711337

Табли ца 2

Метрики ребер по шагу

Координаты сигнальной пп точки

n$F

19, 18

18.

Двоичное представление сигнальHOH Ò0×ÊÈ

I ОООО

2 0001

3 0010

40011

5 0100

60101

7 0110

80111

121011

141101

15 1 1 1 0

161111 (-1, 1) ("1, -3) (3, I) (3, -3) (-1, 3) (-1; -1) (3, 3) (3; -1) (-3; 1) (-3, -3) (1; 1) (1; -3) (-3; 3) (-3, -1) (1; 3) (1, -1) 21,821

23,661

3 237

5,077

32,901

18, 741

14,317

0,157

43,113

44,953

8,529-!

О 369

54, 193

40,033

19,609

5,449

0,155

15, 083

13,603

28,571

4,631

4,599

18, 119

17,087

5,371

20,339

2,859

17,827

9,887

8,855

7,375

6;347

3, 594

34,562

17,!45

48,114

0,110

15, 078

13,662

28,630

8,818

39,786

6 370

37,338

5,334

20,302

2,886

17,857

17,291

0,115

30,843

13,667

37,879

4,703

51,431 I8,255

22,575

5,339

20, 067

2,891

43 103

9,927

40,665

7,479

1711337

1711337

171133 7

171 1 Я7

2 юрят

Редактор Е.Папп

Заказ 349 Тираж Подписное

ВНИИИИ Государственного комитета по изобретениям и открытиям ври ГКНТ СССР

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

Производственно-издательский комбинат "Патент", г. Ужгород, ул. Гагарина, 101 !

О

М1О(л гЛ)

ЩС

1711337

Составитель О.Ревинский

Техреду Л.Олийнык Корректор Л.Пилипенко