Способ передачи многоблочных сообщений каскадным кодом в комплексах связи



Способ передачи многоблочных сообщений каскадным кодом в комплексах связи
Способ передачи многоблочных сообщений каскадным кодом в комплексах связи
Способ передачи многоблочных сообщений каскадным кодом в комплексах связи
Способ передачи многоблочных сообщений каскадным кодом в комплексах связи
Способ передачи многоблочных сообщений каскадным кодом в комплексах связи
Способ передачи многоблочных сообщений каскадным кодом в комплексах связи
Способ передачи многоблочных сообщений каскадным кодом в комплексах связи
Способ передачи многоблочных сообщений каскадным кодом в комплексах связи

Владельцы патента RU 2671989:

Акционерное общество "Калужский научно-исследовательский институт телемеханических устройств" (RU)

Изобретение относится к области обработки и передачи дискретной информации и может быть использовано для помехоустойчивой защиты информации при передаче многоблочных сообщений в комплексах связи. Техническим результатом является повышение достоверности передачи многоблочных сообщений и сокращение времени их передачи, а также возможность применения ранее разработанного парка аппаратуры. Способ заключается в том, что сначала на передающей стороне выбирают сообщение определенной длины. Затем это сообщение делят на блоки. Для каждого определенного набора блоков формируют, используя поразрядное суммирование по модулю два, его проверочный блок. Для набора проверочных блоков далее формируют дополнительные проверочные блоки для повышения вероятности их правильного приема. Полученное сообщение опять разбивают на новые блоки. В закодированный каскадным кодом блок, предназначенный для передачи в канал, добавляют синхронизирующую последовательность и полученную комбинацию символов передают на приемную сторону. На приемной стороне декодируют каждый блок, при этом проводят анализ принятых блоков. Исходную информацию недекодируемых блоков восстанавливают при помощи набора правильно приятых блоков с исходной информацией и их проверочных блоков. После декодирования и восстановления блоки с исходной информацией собирают в сообщение и передают получателю.

 

Изобретение относится к области обработки и передачи дискретной информации и может быть использовано для помехоустойчивой защиты информации при передаче многоблочных сообщений в комплексах связи, в которых применяют корректирующие, в частности, каскадные коды.

Для повышения достоверности передачи сообщений одним из основных путей является применение помехоустойчивого кодирования. В комплексах связи передают сообщения определенной длины, для которых разработан соответствующий помехоустойчивый код, обеспечивающий требуемую вероятность правильного приема. Обычно такие сообщения разбивают на блоки, каждый из которых кодируют помехоустойчивым кодом. Однако, с увеличением сложности решаемых задач, длина передаваемых формализованных сообщений возрастает. С возрастанием длины сообщения увеличивается количество блоков, на которые разбивают данные сообщения. Вероятность приема сообщения будет Pm, где Р - вероятность приема одного блока, m - число блоков в этом сообщении. С увеличением длины сообщения вероятность его приема уменьшается, так как, если m2>m1 и Р<1, то Pm2<Pm1, и может не удовлетворять предъявляемым требованиям достоверности передачи для такого сообщения. Для повышения достоверности передачи длинных сообщений требуется увеличить исправляющую способность их помехоустойчивого кода. Наряду с увеличением исправляющей способности помехоустойчивого кода необходимо также сохранить алгоритмы предыдущего помехоустойчивого кодирования для возможности применения аппаратуры старого парка и совместимости с ней.

Предлагаемый способ позволяет повысить вероятность доведения многоблочных сообщений за счет введения дополнительных блоков проверок для исходной информации, предназначенной для помехоустойчивого кодирования, при этом сохранить формат помехоустойчивых блоков, передаваемых в канал, и цикловую синхронизацию аппаратуры старого парка, этим обеспечить возможность применения аппаратуры старого парка для передачи многоблочных сообщений каскадным кодом и совместимость с ней.

Известен способ (прототип) передачи многоблочных сообщений в комплексах телекодовой связи, заключающийся в том, что сначала на передающей стороне выбирают сообщение определенной длины, затем это сообщение делят на блоки. Каждый блок кодируют помехоустойчивым кодом, добавляют синхронизирующую последовательность, затем проверочную часть этого кода формируют в виде поразрядной суммы по модулю два последовательности помехоустойчивых кодов, защищающих блоки сообщения. Чтобы сохранить цикловую синхронизацию и формат помехоустойчивых блоков, проверочную часть разбивают на блоки и кодируют тем же помехоустойчивым кодом сообщения с добавлением прежней синхронизирующей последовательности. На приемной стороне выполняют цикловую синхронизацию сообщения и его проверочной части, затем их декодируют, контролируя правильность. Для недекодируемых блоков сообщения с помощью их проверочных частей, если это возможно, проводят исправление ошибок этих помехоустойчивых блоков и их повторное декодирование. После декодирования восстановленные блоки собирают в одно сообщение, которое затем передают получателю сообщения [Патент РФ №2621971, МКН Н041. 1/20 (2006 01), Н03М 13/00 (2006 01), опубл. 08.06.2017 Бюл. №16].

Недостатком этого способа является невысокая достоверность приема сообщений и большая избыточность их проверочной части, так как операции поразрядного суммирования по модулю два проводятся для помехоустойчивых блоков сообщения, которые для исправления ошибок имеют соответствующую избыточность по сравнению с исходной информацией блока, предназначенной для помехоустойчивого кодирования. При передаче помехоустойчивых блоков сообщения в канале происходит их искажение, а восстановление искаженных блоков проводят по неискаженным принятым блокам. Восстановление таких искаженных блоков невозможно, например, при присутствии хотя бы по одной ошибке в двух блоках набора помехоустойчивых блоков для первой ступени. Можно провести декодирование таких блоков и восстановить помехоустойчивый блок по его правильно декодированной исходной информации и этим повысить помехоустойчивость и достоверность приема сообщений, однако такая дополнительная процедура для прототипа не рассмотрена.

Целью изобретения является повышение достоверности передачи многоблочных сообщений, сокращение времени их передачи, использование в составе помехоустойчивого кодирования прежних форматов и цикловой синхронизации аппаратуры старого парка, возможность применения аппаратуры старого парка и совместимость с ней.

Для достижения цели предложен способ передачи многоблочных сообщений каскадным кодом в комплексах связи, заключающийся в том, что на передающей стороне исходную информацию делят на блоки определенной длины. Затем для наборов этих блоков формируют, используя поразрядное суммирование по модулю два, их наборы проверочных блоков. Полученное сообщение с учетом проверочных блоков опять разбивают на новые блоки, в каждый из которых добавляют заголовок. Заголовок содержит порядковый номер блока, признак - информационный или проверочный блок, признак ступени проверки. Объем каждого блока, предназначенного для кодирования, должен соответствовать определенному количеству бит. Если сообщение перед кодированием каскадным кодом подвергается операции криптозащиты, то после этой операции оно еще раз разбивается на блоки с заголовком. По этому заголовку на приемной стороне восстанавливают сообщение с криптозащитой для проведения его расшифровки. Зашифрованное сообщение, содержащее недекодируемые блоки или ошибки, при расшифровке аннулируют. Поэтому операция криптозащиты вносит в сообщения дополнительные ошибки, которые надо исправлять, добавляя ступени проверок.

В каждый закодированный каскадным кодом блок, предназначенный для передачи в канал, добавляют синхронизирующую последовательность и полученную комбинацию символов передают на приемную сторону. На приемной стороне выполняют цикловую синхронизацию для определения границ блоков, закодированных помехоустойчивым кодом, а затем декодируют каждый блок. После декодирования блоков и восстановления исходной информации недекодируемых блоков в соответствии с их нумерацией собирают исходные сообщения и передают их получателю.

Новым является то, что на передающей стороне проверочные блоки формируют для наборов блоков с исходной информацией, а не для наборов блоков с информацией, защищенной помехоустойчивым кодом, содержащим дополнительные биты для исправления возможных ошибок, появляющихся во время передачи при искажениях в канале. Полученное сообщение, включающее проверочные блоки, разбивают на блоки, содержащие требуемое количество бит, для проведения их помехоустойчивого каскадного кодирования. Причем кодирование ведется по алгоритмам аппаратуры ранее разработанных комплексов связи с сохранением прежней цикловой синхронизации. На приемной стороне после цикловой синхронизации и декодирования проводят анализ принятых блоков. Исходную информацию для недекодируемых блоков восстанавливают с помощью правильно принятых наборов блоков с исходной информацией и их проверочных блоков. Блоки с исходной информацией и проверочные блоки защищены каскадным кодом, поэтому даже при значительных искажениях в канале они обычно восстанавливаются при декодировании.

Рассмотрим реализацию предлагаемого способа передачи многоблочных сообщений каскадным кодом в комплексах связи на примере каскадного кода Рида-Соломона [РС(32, 16, 17)] и Боуза-Чоудхури-Хоквингема [БЧХ(31, 16, 7)].

На передающей стороне в качестве выходной информации в канал формируют последовательность с1 ⊕ c2i ⊕ c3n, представляющую собой поразрядную сумму по модулю два трех последовательностей: последовательности внутренних двоичных кодов каскадного кода c1, синхронизирующей двоичной последовательности c2i=c21c22c23…c2n и последовательности c3n3с3с3…c3, нарушающей циклические свойства исходного кода и состоящей из повторяющихся циклических последовательностей, где n - число слов БЧХ, c2i - синхронизирующая последовательность для i-го слова БЧХ.

Для получения последовательности c1 на передающей стороне исходную информацию объемом k m-ичных (m>1) символов кодируют m-ичным помехоустойчивым кодом, например, m-ичным помехоустойчивым кодом PC. Код PC является внешним кодом или кодом первой ступени помехоустойчивого каскадного кода.

В результате такого кодирования исходной информации получают блок из слов кода PC (n, k), информационная длина которого k равна слову PC, а блоковая - n символов.

Далее блок информации, состоящий из слов PC, кодируют двоичным кодом, например, двоичным кодом БЧХ с проверочным многочленом h1(x). Код БЧХ является внутренним кодом или кодом второй ступени помехоустойчивого каскадного кода. Слово кода БЧХ имеет следующие параметры: n1 - блоковая длина кода, k1 - информационная длина кода. В результате кодирования блока из слов PC кодом БЧХ получают блок из n двоичных слов кода БЧХ (n1, k1), представляющих собой последовательность c1.

Далее слова кода БЧХ суммируют по модулю два с инхронизирующей последовательностью с2i. В качестве синхронизирующей последовательности выбирают двоичный код с блоковой длиной n1 и информационной длиной k2, например, код Рида-Маллера (РМ) первого порядка (последовательность максимального периода) с проверочным многочленом h2(х). Информационная длина k2 кода РМ соответствует двоичной записи номеров слов БЧХ. Между номерами слов БЧХ в каскадном коде и информационной частью синхронизирующей последовательности устанавливается взаимно однозначное соответствие. Первое слово БЧХ суммируют по модулю два с последовательностью, полученной в результате кодирования двоичной записи первого номера слова БЧХ кодом РМ, второе слово БЧХ суммируют по модулю два с последовательностью, полученной в результате кодирования двоичной записи второго номера слова БЧХ кодом РМ, и так далее. Такую операцию суммирования выполняют со всеми словами кода БЧХ. Если проверочные многочлены h1(x) и h2(x) суммируемых кодов БЧХ и РМ взаимно просты и являются делителями двучлена xn1+1, в результате суммирования будет получено n слов циклического кода БЧХ с длиной n1 и информационной длиной k1+k2. Этот код будет корректировать ошибки, число которых

е≤r/log2(n1+1),

где r=n1-k1-k2 - число проверочных символов кода.

Третья последовательность с3, с которой суммируют слова БЧХ, будет постоянной последовательностью длиной n1 бит для всех слов. Такой последовательностью может быть любая последовательность, не являющаяся кодовым словом кода БЧХ, например, последовательность 10000…000.

В реальных каналах возможны помехи, которые можно рассматривать как последовательность с4, наличие единиц в которой соответствует размещению ошибок в словах. Для безошибочных слов последовательность c4 содержит только нули.

Информация в виде последовательности c1 ⊕ c2i ⊕ c3n ⊕ с4, сформированной из четырех последовательностей, на приемной стороне поступает на информационный вход устройства кодовой цикловой синхронизации. Возможный алгоритм цикловой синхронизации приведен в источнике [Патент РФ №2633148, МКН Н041. 1/20 (2006 01), Н03М 13/00 (2006 01), опубл. 11.10.2017 Бюл. №29].

Чтобы для многоблочных сообщений сохранить синхронизацию и формат сообщений ранее разработанной аппаратуры, а также в составе комплекса связи применить ранее разработанную аппаратуру, надо ввести дополнительное кодирование для исходной информации сообщения. Для проведения такого кодирования исходную информацию разбивают на блоки по 256 бит, которые можно представить как

Aj=aj 0 aj 1 aj 2…aj n-2 aj n-1,

где

j=0, 1, …, k,

k - номер блока исходной информации в сообщении,

n=256 - количество бит в блоке,

aji - последовательность i битов в j блоке,

i=0, 1, …, n-1.

На первой ступени дополнительного кодирования формируют матрицу из восьми блоков, исходная информация которых расположена в столбцах, и девятого проверочного блока.

где

Тогда, с учетом проверочного блока, вероятность приема блоков матрицы первой ступени будет

где

V - количество переданных блоков Aj в каждой матрице первой ступени сообщения,

Рбл - вероятность доведения каждого Aj блока информации, в том числе и проверочных блоков.

На второй ступени дополнительного кодирования формируем матрицу из восьми блоков первой ступени и нового девятого проверочного блока.

где

Восемь значений в каждой строке суммируют по модулю два и их результат является проверочным битом для данной строки. Для того чтобы вероятность приема проверочных блоков равнялась вероятности приема информационных блоков, для каждых наборов из восьми проверочных блоков второй ступени формируют еще дополнительный проверочный блок, соответствующий по своему назначению аналогичному проверочному блоку для наборов блоков с исходной информации первой ступени. Кроме того, вероятность приема проверочных блоков можно еще увеличить, формируя следующие дополнительные проверочные блоки для каждого набора из восьми предыдущих проверочных блоков.

Рассчитаем вероятность приема блоков второй ступени с учетом обработки информации в первой ступени.

Вероятность приема каждого столбца матрицы соответствует формуле (3). Поэтому вероятность приема любого одного блока Aj этой матрицы будет

Аналогично формуле (3) вероятность приема любых блоков матрицы, по одному расположенных в строку, будет

где

V - число информационных блоков в этой строке.

Подставим значение Рбл1 из (4) в (5) и получим

Чтобы принять информацию всей матрицы, надо принять информацию всех строк этой матрицы и вероятность такого события будет

Для расчета вероятности приема блоков матрицы для третьей ступени строим соответствующую матрицу из V столбцов, где в каждом столбце содержатся все блоки матрицы второй ступени, a (V+1) столбец этой матрицы содержит новые проверочные блоки.

Вероятность приема блоков любого из столбцов этой матрицы соответствует вероятности приема всех информационных блоков матрицы второй ступени, то есть

Рсб2М2

В столбце матрицы третьей ступени содержится V2 блоков по 256 бит каждый. Следовательно, вероятность приема любого такого блока в этой матрице будет

Тогда для матрицы третьей ступени вероятность приема ее блоков, по одному расположенных в строку, аналогично формуле (3) будет

Подставим Рс3 из (8) в (9) и получим

Чтобы принять все блоки матрицы третьей ступени, надо принять все блоки V2 ее строк, что соответствует значению вероятности

Проанализировав формулы (5), (7), (11), можно записать обобщающую формулу для вероятности приема блоков для матрицы любой ступени

где

i - номер ступени,

V - число столбцов для матрицы (в рассматриваемом расчете число столбцов во всех матрицах любой ступени одинаковое и для приведенного примера равно восьми).

Для первой ступени зададим Pi-1=0,98, тогда

PM1=0,988 [1+8(1-0,98)]=0,986885

Для второй ступени Pi-1=0,986885,

РМ2=0,9868858 [1+8(1-0,986885)1/8]8=0,999223

Для третьей ступени Pi-1=0,999223,

PM3=0,9992238 [1+8(1-0,999223)1/64]64=0,999999660

В матрице второй ступени содержится 23⋅23⋅28=214 бит, то есть для одного мегабита информации потребуется 220/214=26 матриц второй ступени, и вероятность передачи такого сообщения составит

=0,99922364=0,951469

Каждая матрица третьей ступени содержит 23⋅26⋅28=217 бит, для одного мегабайта информации потребуется 223/217=26 матриц третьей ступени и вероятность передачи такого сообщения составит

=0,99999921464=0,999978

Оценим необходимую избыточность для передачи сообщений и определим время передачи таких сообщений.

Для сообщения в один мегабит для матриц первых ступеней потребуется 220/(23⋅28)=29 проверочных блоков, объем информации которых составит 29⋅28=217 бит. При организации дополнительных проверок для наборов проверочных блоков матриц второй ступени потребуется [220/(23⋅23⋅28)=26]

26⋅(23+1)=576 дополнительных проверочных блоков, объем информации которых составит 576⋅28=147456 бит.

Объем исходной информации для кодирования каскадным кодом РС-БЧХ составит (220+217+147456=1327104) бит. Избыточность составит (217+147456/220=0,265) двадцать семь процентов.

При передаче блоками, защищенными каскадным кодом [РС (32, 16, 17), БЧХ (31, 16, 7)], то есть с четырехкратной избыточностью, для одного мегабита информации в канал необходимо передать 5308416 бит и для скорости передачи 16 кбит/с время передачи такого сообщения составит

5308416/(16⋅103)=331,776 с=5,5 мин

Так как в прототипе проверочная часть по сравнению с предлагаемым способом в четыре раза больше и еще раз надо учитывать кодирование проверочной части, то для передачи одного мегабита информации в канал необходимо передать [220+(217+147456)⋅4]⋅4=8650752 бит и для скорости передачи 16 кбит/с время передачи такого сообщения составит

8650752/(16⋅103)=540,672 с=9 мин

Для сообщения в один мегабайт для матриц первых ступеней потребуется 223/(23⋅28)=212 проверочных блоков, объем информации которых составит 212⋅28=220 бит. При организации дополнительных проверок для наборов проверочных блоков матриц второй ступени потребуется [223/(23⋅23⋅28)=29] 29⋅(23+1)=4608 дополнительных проверочных блоков, объем информации которых составит 4608⋅28=1179648 бит.

Для матрицы третьей ступени потребуется [223/(23⋅26⋅28)=26] 26⋅(26+23+1)=4672 дополнительных проверочных блока, объем информации которых составит 4672⋅28=1196032 бит.

Объем исходной информации для кодирования каскадным кодом РС-БЧХ составит (223+220+1179648+1196032=11812864) бит. Избыточность составит (220+1179648+1196032/223=0,408) сорок один процент.

При передаче с четырехкратной избыточностью для одного мегабайта информации необходимо передать в канал 47 251456 бит и для скорости передачи 16 кбит/с время передачи такого сообщения составит

47251456/(16⋅103)=2953,216 с=49,22 мин

В прототипе для сообщения в один мегабайт необходимо передать в канал [223+(220+1179648+1196032)⋅4]⋅4=88342528 бит и для скорости передачи 16 кбит/с время передачи такого сообщения составит

88342528/(16⋅103)=5521,408 с=1,53 ч

В аппаратуре старого парка информация на передающей стороне после кодирования помехоустойчивым кодом поступает в радиосредства для передачи в канал. При приеме из радиосредств информация поступает в аппаратуру старого парка для ее декодирования. Таким образом, в аппаратуре старого парка не предусмотрены операции прототипа по формированию дополнительных проверочных блоков для информации, защищенной помехоустойчивым кодом.

Даже если алгоритмы чисто программный продукт, то требуется доработка программного обеспечения, а для программно-аппаратной реализации потребуется еще переработка соответствующих ячеек аппаратуры старого парка.

Также при использовании операции криптозащиты алгоритм прототипа не соответствует алгоритму аппаратуры старого парка, в котором не предусмотрено формирование и удаление дополнительных проверочных блоков и сборка сообщений с криптозащитой для их дальнейшей расшифровки.

В предлагаемом способе дополнительные проверочные блоки формируют для исходной информации. Поэтому сохраняется алгоритм операции криптозащиты аппаратуры старого парка. Исходную информацию вместе с дополнительными проверочными блоками шифруют и расшифровывают по алгоритмам аппаратуры старого парка. Обычно исходная информация находится в ЭВМ, а затем из нее поступает в аппаратуру, которая кодирует и декодирует информацию. Поэтому в ЭВМ можно программным способом выполнить операции по формированию дополнительных проверочных блоков для исходной информации и восстановлению недекодируемых блоков информации, чтобы обеспечить взаимодействие с аппаратурой старого парка, как без использования операций криптозащиты, так и с использованием операций криптозащиты.

Преимуществом предложенного способа является повышение вероятности правильного приема многоблочных сообщений и сокращение времени их передачи. Дополнительное кодирование для блоков с исходной информацией, введенное в начало процедуры помехоустойчивого кодирования многоблочных сообщений, обеспечивает возможность применения ранее разработанного парка аппаратуры комплексов связи.

Достигаемым техническим результатом способа передачи многоблочных сообщений в комплексах телекодовой связи является повышение достоверности передачи многоблочных сообщений и сокращение времени их передачи, а также возможность применения ранее разработанного парка аппаратуры комплексов связи для передачи и приема многоблочных сообщений.

Способ передачи многоблочных сообщений каскадным кодом в комплексах связи, заключающийся в том, что сначала на передающей стороне выбирают сообщение определенной длины с исходной информацией, затем это сообщение делят на блоки, отличающийся тем, что для каждого определенного набора блоков с исходной информацией формируют, используя поразрядное суммирование по модулю два, его проверочный блок, для набора проверочных блоков далее формируют дополнительные проверочные блоки для повышения вероятности их правильного приема, полученное сообщение, с учетом проверочных блоков, опять разбивают на новые блоки, в каждый из которых добавляют заголовок, содержащий признак - информационный или проверочный блок, его порядковый номер в сообщении, признак ступени проверки, если сообщение до кодирования каскадным кодом подвергают операции криптозащиты, то его после шифрования еще раз разбивают на блоки со своим заголовком, по которому на приемной стороне восстанавливают сообщение для проведения расшифровки, в каждый закодированный каскадным кодом блок, предназначенный для передачи в канал, добавляют синхронизирующую последовательность и полученную комбинацию символов передают на приемную сторону, на приемной стороне выполняют цикловую синхронизацию для определения границ блоков, закодированных помехоустойчивым кодом, а затем декодируют каждый блок, при этом проводят анализ принятых блоков и исходную информацию недекодируемых блоков восстанавливают при помощи исходной информации набора правильно приятых блоков с исходной информацией и их проверочных блоков, после декодирования и восстановления блоки с исходной информацией собирают в сообщение и передают получателю.



 

Похожие патенты:

Изобретение относится к технике связи и может использоваться в системах беспроводной связи для определения схемы модуляции и кодирования. Технический результат состоит в повышении помехоустойчивости каналов передачи.

Изобретение относится к области связи. Технический результат – возможность использования разных уровней повторения передач управления и данных.

Изобретение относится к технике связи. Техническим результатом является обеспечение адаптации/изменения размера окна состязания со случайным откладыванием передачи для удовлетворительной операционной совместимости между каналами LAA и WiFi, даже когда большое количество устройств или аппаратов состязается за доступ к каналу.
Изобретение относится к беспроводной связи. Технический результат заключается в обеспечении возможности для станции определить, когда инициировать доступ к каналу связи.

Изобретение относится к беспроводной связи. Беспроводной терминал сконфигурирован с возможностью при передаче управляющей информации восходящей линии связи в первом субкадре радиокадра определять число кодированных символов для управляющей информации восходящей линии связи посредством первого способа вычисления и при передаче управляющей информации в восходящей линии связи во втором субкадре радиокадра определять число кодированных символов для управляющей информации восходящей линии связи посредством второго способа вычисления, отличающегося от первого способа вычисления.

Изобретение относится к области связи. Технический результат – улучшение характеристик в первой (первоначальной) передаче уменьшением разницы между фактической кодовой скоростью для первой передачи и целевой кодовой скоростью, соответствующей полярному коду.

Изобретение относится к области техники связи и предназначено гибко реализовывать соотнесение ресурсов канала или сигнала. Вариант осуществления изобретения представляет способ соотнесения ресурсов, характеризующий получение первой информации, которая используется для того, чтобы указывать начальное местоположение блока ресурсов при циклическом сдвиге или конечное местоположение блока ресурсов при циклическом сдвиге для соотнесения ресурсов первого канала или первого сигнала способом циклического сдвига блока ресурсов в полосе пропускания, используемой абонентским устройством.

Изобретение относится к области обработки и передачи информации. Технический результат заключается в снижении сложности технической реализации при сохранении прежнего формата сообщений.

Изобретение относится к области передачи данных. Технический результат – при использовании в качестве кодовой книги P кодовой книги кода Рида-Мюллера использование G вместо P уменьшает вероятность присутствия свыше одной максимальной амплитуды корреляции при вычислении метрики некогерентного решения в течение декодирования.

Изобретение относится к области средств преобразования дискретной (цифровой) информации, включая связь и локацию в различных средах, телеметрию, запись-чтение информации, радио, телевидение и другие применения.

На вход аппаратуры подается тестовая испытательная последовательность и выходная последовательность оконечного узла аппаратуры сравнивается с эталонной последовательностью.

Изобретение относится к области передачи цифровой информации. Технический результат - повышенная защита сети за счет использования механизма адаптивного прогнозирования и весовых коэффициентов критических параметров сетевого трафика.

Изобретение относится к способу и устройству измерения качества формы сигнала. .

Изобретение относится к пользовательскому сегменту цифровой сети с комплексными услугами. .

Изобретение относится к технике цифровой обработки речевых сигналов, передаваемых по линии связи методом ИКМ. .

Изобретение относится к электросвязи. .

Изобретение относится к технике связи, может использоваться в телеметрических системах и обеспечивает повышение точности предотвращения ошибок. .

Изобретение относится к области вычислительной техники и может быть использовано для помехоустойчивого декодирования информации в каналах с большим уровнем шума.

Изобретение относится к области обработки и передачи дискретной информации и может быть использовано для помехоустойчивой защиты информации при передаче многоблочных сообщений в комплексах связи. Техническим результатом является повышение достоверности передачи многоблочных сообщений и сокращение времени их передачи, а также возможность применения ранее разработанного парка аппаратуры. Способ заключается в том, что сначала на передающей стороне выбирают сообщение определенной длины. Затем это сообщение делят на блоки. Для каждого определенного набора блоков формируют, используя поразрядное суммирование по модулю два, его проверочный блок. Для набора проверочных блоков далее формируют дополнительные проверочные блоки для повышения вероятности их правильного приема. Полученное сообщение опять разбивают на новые блоки. В закодированный каскадным кодом блок, предназначенный для передачи в канал, добавляют синхронизирующую последовательность и полученную комбинацию символов передают на приемную сторону. На приемной стороне декодируют каждый блок, при этом проводят анализ принятых блоков. Исходную информацию недекодируемых блоков восстанавливают при помощи набора правильно приятых блоков с исходной информацией и их проверочных блоков. После декодирования и восстановления блоки с исходной информацией собирают в сообщение и передают получателю.

Наверх