SU1711337A1 - Кодек блочной сигнально-кодовой конструкции - Google Patents

Description

Изобретение относитс  к технике св зи и вычислительной технике и может быть использовано в аппаратуре передачи дискретных сообщений.

Цель изобретени  - повышение помехоустойчивости кодека

На фиг. 1 приведена блок-схема кодекаJ на фиг. 2 - матрицы формируемых сигналов, общий вид, на фиг. 3 - разбиение 16-точечного алфавита дл  амплитудно-фазовой модул ции; на. фиг. 4 - матрицы на фиг.2 дл  конкретного примера; на фиг.5-8 -решетчатые диаграммы, по сн ющие процесс декодировани .,

Кодек состоит из передающей и приемной сторон 1 и 2 и канала 3 св зи. Передающа  сторона 1 включает кодеры

4 внешнего кода, блок 5 выбора сигнального подмножества, сигнальный кодер 6 и блок 7 оперативной пам ти. Приемна  сторона 2 содержит блок 8 оперативной пам ти, вычислитель 9 метрик, первый и второй коммутатор 10 и 11, блок 12 посто нной пам ти, первый и второй блоки 13 и 14 буферной пам ти, сумматоры 15, блок 16 сравнени  и формирователь .17 адреса считывани . На фиг.1 обозначены перва  и втора  группы 18 и 19 информационных входов, первый - третий тактовые входы 20 - 22, Первый третий входы 23 - 25 синхронизации и выход 26 кодека.

Кодеры 4 и 6 и блок 5 передающей стороны можно выполнить на ПЗУ. ВыСО С4 1

числитель 9, метрик также можно реализовать на ПЗУ. формирователь 17 ал реса считывани  представл ет, например , регистр сдвига,.

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

На входы 18 кодеров О - k.TH поступает N блоков информации по L бит. После кодировани  i-м кодом (,N) на выходе каждого кодера .1 по вл етс  блок информации а длиной п бит (аТ || а а;г...а;„Ц , а, г6СР(2). Совокупность всех блоков на выходах кодеров k образует матрицу

аТ

1711337 . лает в канал 3 св зи. Под действием помех в канале 3 св зи сигналы искажаютс  и в искаженном виде по- , еле обратного преобразовани  в цифровые форму записываютс  в блок 8 приемной стороны 2.

Блок 8 преобразует последовательность из п сигнальных точек, постуЮ лающих на его вход с частотой nF, в последовательность из п сигнальных точек, считываемых с частотой F. С выходов блока 8 на входы вычислител  9 метрик последовательность из

J5 п прин тых сигнальных точек поступает в виде 2п действительных чисел, где кажда  пара действительных чисел соответствует координатам каждой из п сигнальных точек на комплексной плоскости 7,1

20

А

аГ

aijl

,N, ,n

30

S

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

На входы 19 поступают Р блоков информации no n бит. Эти блоки некодированной информации образуют матрицу

В

lib nil

t,P,

Столбцы этой матрицы последовательно подаютс  в сигральный кодер 6, где происходит выбор одной из 2° сигнальных точек выбранного подмножества . Таким образом, полный сигнальный 50 алфавит содержит сигнальных, то-1 чек, которые разбиты на 2N сигнальных подмножеств до 2Р точек в каждом подножестве. На выходе сигнального кодера 6 формируетс  последова- 55 тельность из п сигнальных точек, ко- тора  записываетс  в блок 7 передающей стороны 1 и с частотой nF посту

п прин тых сигнальных точек поступает в виде 2п действительных чисел, где кажда  пара действительных чисел соответствует координатам каждой из п сигнальных точек на комплексной плоскости 7,1

В состав вычислител  9 метрик входит датчик координат 2 сигнальных точек, принадлежащих полному сигнальному алфавиту. Вычислитель 9 метрик вычисл ет квадрат рассто ни  от каждой из сигнальных точек до прин той с координатами 9t| и Х. сигнальной точки, повтор   эту процедуру дл  каждого из п прин тых сигналов.

Квадрат рассто ни  следующему правилу:

вычисл етс  по

,n, ,2

N+P

где У ц и jy - пара действительных чисел, соответствующих координатам k-й сигнальной точки на комплексной плоско- сти, k«1,2.

Дл  каждого из п полученных сигналов на выходе вычислител  9 метрик имеетс  набор из 2 квадратов рассто ний Ag , называемых метриками сигнала ЭС . Этот набор метрик поступает на группу блоков 10 - 16, реализующих алгоритм декодировани  прин той последовательности.по алгоритму

Витерби.

i

Коммутатором 10 управл ет блок 12 посредством записанной в нем инфор- ,мации. Процесс управлени  коммутатором 10 следующий.,

В блоке 12 записана решетчата  диаграмма декодера Витерби. Здесь каждый элемент пам ти содержит информацию о том, какое из k ребер (k

где R

Ц

1,2) исходит из какого узла диаграммы и в какой узел входит. Общее количество элементов пам ти равно : п 5

,.

ie Js

количество ребер, вход щих в j-й-узел диаграммы на i-м сечении, причем в каждом из сечений число узлов равно 5. Элементы пам ти блока 12 разбиты по группам, кажда  из которых управл ет процессом вычислени  метрик путей , вход щих в один из SJ узлов на сечении ,п. Блок 12 выдает управл ющий сигнал с частотой nSF и коммутатор 10 коммутирует 2N+f входов (на каждый из которых подаетс  метрика Д , ,) на SM выходов, каждый из которых подключен к входам сумматоров 15.1 - 15.S. S maxS| - максимальное число узлов

в одном из ,n сечений решетчатой диаграммы.

На j-м шаге декодер Витерби суммирует .в сумматорах 15 метрики выживших до 1-го сечени  путей и метрики прин тых сигналов в соответствии с рисунком решетчатой диаграммы, записанной в пам ть блока 12. Затем блок 16 сравнени  выбирает из всех сумм метрик наименьшую и через управл ющий вход дает команду коммутатору 11проключить наименьшую из вычисленных метрик путей на вход пер вого блока 13 пам ти, где она запоминаетс  дл  суммировани  на (1+1)-м сечении решетчатой диаграммы. Одновременно блок 16 сравнени  выдает второму блоку пам ти сигнал, мет- рика которого (в сумме с метриками выживших путей, записанных в первом блоке 13 пам ти)  вл етс  наименьшей на j-м шаге 1-го сечени  решетчатой диаграммы. Блок Ik запоминает номер узла,-из которого исходит путь с наименьшей метрикой (дл  данного узла j

Вс  вышеописанна  процедура повП S

тор етс 

&

раз, а на последнем

сечении на последнем шаге во втором блоке 1 пам ти формируетс  последовательность декодированных сигнало причем считыванием декодированной по

5.

10

15

20

25

0

30

35

0

5

следовательности зан т-формирователь 16 адреса считывани , который начинает считывание с последнего декодированного сигнала. Остальные сигналы считываютс  на выход декодера Витерби, использу  информацию о номерах узлов, из которых исход т ребра, соответствующие декодированным сигналам на сечении j решетчатой диаграммы. Декодирование заканчиваетс , когда формирователь 17 считывает адрес первого сигнала из блока, содержащего п сигналов.

Кодек блочной СКК работает следующим образом.

Пусть , . Тогда имеетс  два-входа 1.8, информаци  с которых кодируетс , и два некодированных входа 19. Пусть в качестве кодов в кодерах k и 6 используютс  коды Рида - Маллера (РМ-коды) С,3,1) и (1},1,) соответственно. Код (k,3,1)  вл етс  кодом с проверкой на четность ., а код й,1,0 - кодом с повторением . Тогда на вход СКК каждые F с поступает 12 информационных бит (фиг.2а). После кодировани  РМ-ко- дами формируетс  матрица передаваемого сигнала В, показанна  на фиг.28 Всего сигнальный алфавит должен содержать 2 24 16 сигнальных, точек, которые должны быть разбиты на 2 k подмножества по 2 точек в каждом. На фиг.З приведено такое разбиение 1б-точ«чного алфавита амплитудно-фазовой модул ции (АФМ). Если минимальное рассто ние Д между соседними сигнальными точками составл ло U 2, то после разбиени  минимальное рассто ние между соседними сигнальными точками внутри подмножества возросло в 2 раза: dw;n 2i 4. Каждый столбец матрицы В определ ет выбор посылаемой в канал сигнальной точки, причем пара закодированных бит определ ет выбор сигнального подмножества, а пара некодированных бит - сигнальную точку в данном подмножестве.

Пусть на- входы кодека СКК поступили следующие 12 информационных бит: 0,1,1,1,0,0 0,1,0,0,0,1 (фиг.Аа). Матрица В, полученна  после кодировани  РМ-кодами, представлена на фиг.45. В .первом столбце матрицы В кодированные биты 01 определ ют выбор подмножества сигналов, обоэнаценного на фиг.З треугольником (ниж- ний бит считаетс  старшим). Оставша с  пара бит 11 определ ет выбор конкретной сигнальной точки внутри подмножества, имеющего префикс 01, а именно, точки с координатами ( Аналогично выбираютс  оставшиес  сигнальные точки. В канале 3 передаваемый сигнал неизбежно подверга- етс  искажени ми, и после обратного преобразовани  в цифровую форму искаженные сигнальные точки записываютс  в блок 8 оперативной пам ти. Пуст в рассматриваемом примере отношение сигнал/шум составл ло 16 дБ. Соответствие между столбцами матрицы В, передаваемыми сигналами и искажен- ; ными сигналами, полученными с помощью , реализации шума, приведено- v в табл.1.

Декодирование прин того кодового слова в кодеке осуществл етс  с помощью алгоритма Витерби, который был предложен дл  декодировани  сверточ- ных кодов. Использование этого алгоритма в данном кодеке основано на том, что блочный код может быть представлен в виде решетчатой диа- граммы. Така  диаграмма представл ет собой направленный вправо граф, начинающийс  в одной точк.е и сход щийс  в одну точку. Каждому ребру графа ставитс  в соответствие мет- ка, соответствующа  элементу кодового слова. Любой путь из начальной точки к конечной проходит через п ребер (п - длина кода) и соответствующий набор меток определ ет одно кодовое слово . Задача декодировани  в этом случае сводитс  к задаче нахождени  пути по решетчатой диаграмме с помо1цью некоторых правил декодировани ,

Рассмотрим построение решетчатых: диаграмм более подробно. Некодиро- ванную последовательность из п бит можно расматривать как (n,h,1) код. Решетчата  диаграмма С,, 1)-кода представлена на фиг.5d. На этой диаграмме может быть получено 16 различных путей, ведущих из началь- ного узла к конечному, соответствующих различным наборам из четырех бит.

Коду РМ (и,3,2) соответствует ре- ,шетчата  диаграмма, представленна  на фиг.5, а коду РМ С,,) - решет

5 0

5 о д д

0 5

5

чата  диаграмма на фиг.5Ј. При объединении кодовых слов различных кодов , которым соответствуют строки бит, по столбцам дл  получени  кодового слова СКК решетчата  диаграмма этого кодового слова  вл етс  произведением решетчатых диаграмм исходных кодовых слов. Построение решетчатой диаграммы дл  рассматриваемой в примере СКК показано на фиг.6. Объединение некодирова иных слов приводит к удваиванию каждого ребра графа. Если граф кода С,,1) содержит два;, параллельных пути между соседними узлами, то объединение двух таких кодов дает решетчатую диаграмму с четырьм  параллельными пут ми между соседними узлами. Объединение решетчатой диаграммы двух закодированных слов с упом ну т ой пыше решеткой,, имеющей четыре параллельных пути между соседними узлами, приводит к тому, что в результирующей решетчатой диаграмме сохран етс  топологи  закодированной решетки, но каждое ее ребро расщепл етс  на четыре параллельных пути. В более удобном дл  анализа варианте результирующа  решетчата  диаграмма приведена на фиг.7; Здесь каждое утолщенное ребро соответствует четырем параллельным ребрам. Первые два бита, сто щие у каждого ребра,  вл етс  закодированными битами, определ ющими выбор сигнального подмножества. Последние два бита, помеченные XX, говор т о том, что на их месте может сто ть люба  из четырех возможных комбинаций из двух бит, определ юща  конкретную точку в сигнальном подмножестве, которой и соответствует вектор одного из четырех ребер.

Декодирование прин того сигнала происходит следующим образом,

Вычислитель 9 метрик дл  каждой полученной из канала 3 сигнальной точки вычисл ет квадрат евклидовых рассто ний. Набор метрик, вычисленный дл  четырех сигнальных точек данного примера, приведен в табл.2. Выбор пути по решетчатой диаграмме (фиг.8) с минимальной метрикой происходит следующим образом. Дл  каждого узла графа производитс  сравнение всех метрик приход щих в него путей. Выбираетс  путь с минимальной метрикой, называемый выжившим, остальные пути отбрасываютс .

На первом шаге декодировани  в каждую точку графа ведут по четыре параллельных пути, выход щие из .начальной точки. Поэтому метрика данного ребра равна метрике пути. На фиг.8с| представлены выжившие пути после первого шага декодировани . Мерика у каждого ребра соответствует двоичному представлению сигнальной точки, метрика пути приведена в скобках . Дл  точки первого  руса сравниваютс  метрики ребер в подмножестве сигнала с префиксом 00 (номера сигналов Л-k в табл.2).

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

На втором шаге декодировани  (фиг.8) в точку первого  руса вход т восемь путей (с префиксами 00 и 01). Минимальной метрикой обладает путь, состо щий из ребер с метками 0010 (метрика 3,237) и 0000--(мет:ри- vка 0,115). Суммарна  метрика этого пути 3,237 + 0,115 3,352.

Выжившие пути на третьем шаге декодировани  приведены на фиг.8.

После четвертого шага декодировани  остаетс  единственный выживший путь (фиг.82) с метрикой 0,97. Метки соответствующих ребер, записанные в виде столбцов, дают декодированную матрицу В, котора  в данном случае равна передаваемой матрице В, т.е. ошибки отсутствуют. Информационные биты могут быть считал ны из матрицы В при движении снизу

вверх слева направо, исключа  избыточные биты.

В данном кодеке реализован алгоритм декодировани  по максимуму правдоподоби  - это соответствует м гкому декодированию внутренних кодов обобщенного каскадного кода. При м гком декодировании внешних кодов ис- польз уетс  апостериорна  веро тность Р(Х/).

Известный кодек используе т жестко значение прин того сигнала X, что соответствует жесткому декодированию При этом осуществл етс  прием в целом внутренних сигналов и исправление ошибок внешними кодами. В этом случае прин тое слово У (у, ,. -.. ,уп)

5.

15

25

JQ

20

0

5

0

5

0

5

Ј Y будет декодировано правильно, если квадрат евклидова рассто ни  между переданным и прин тым словами удовлетвор ет неравенству

Р(у,у)-Ј min d;P; /8n, ,m

где y€Y - передаваемое по каналу с

аддитивным науссовским шумом слово; 57 прин то слово, искаженное

шумом , , го - пор док обобщенного .каскадного , кода.

Помехоустойчивости жесткого декодировани  внешних кодов может оказатьс  недостаточно, поэтому и предлагаетс  кодек с м гким алгоритмом декодировани .

В данном случае декодирование будет правильным, если квадрат евклидова рассто ни  между переданным и прин тым словом удовлетвор ет нёра- венству

P(y,y)«i min d;P;/4nl . ,m

Таким образом, использование м гкого алгоритма декодировани  по сравнению с жестким декодированием внешних кодов приводит к энергетическому выигрышу 3 дБ, что и свидетельствует о повышении помехоустойчивости .

Claims (1)

1. Формула изобре те н и  

   Кодек блочной сигнально-кодовой конструкции, состо щий из передающей и приемной сторон и канала св зи, передающа  сторона содержит первый - N-й кодеры внешнего кода (2 - количество подмножеств, на которые разбит сигнальный код), информационные входы первого - N-ro кодеров внешнего кода  вл ютс  соответствующими входами первой группы кодека, тактовые входы всех кодеров внешнего- кода объединены с тактовым входом блока оперативной пам ти и  вл ютс  первым тактовым входом кодека, вход синхронизации блока оперативной пам ти  вл етс  первым входом синхронизации кодека, приемна  сторона содержит блок оперативной пам ти, тактовый вход и вход синхронизации

   которого  вл ютс  вторыми одноименными входами кодека, блок сравнени , первый и второй блоки буферной пам ти, выход блока оперативной па- м ти передающей стороны соединен через канал св зи с информационным входом блока оперативной пам ти приемной стороны, тактовый вход канала св зи  вл етс  третьим тактовым вхо- дом кодека, отли чающий - с   тем, что,с целью повышени  помехоустойчивости кодека, на передающей стороне введены блок выбора сигнального подмножества и сигналь- ный кодер, первый - Р-й информационные входы которого (2° - число сигнальных точек в каждом подмножестве)  вл ютс  соответствующими входами второй группы кодека, тактовый вход сигнального кодера подключен к пер- вому тактовому входу кодека, выходы первого - N-ro кодеров внешнего кода подключены к соответствующим входам блока выбора сигнального подмноже- ства, выходы которого соединены с управл ющими входами сигнального кодера , выходы которого подключены к информационным входам блока оперативной пам ти, на приемной стороне вве- дены вычислитель метрик, коммутаторы блок посто нной пам ти, сумматоры и формирователь адреса считывани , тактовый вход которого и тактовый вход вычислител  метрик объединены и подключены к второму входу синхронизации кодека, выходы блока оперативной пам ти соединены с информационными входами вычислител  метрик, выход которого подключены к информационным входам первого коммутатора, тактовый вход которого o6vwii.n с тактопыми входами второго коммутатора, всех сумматоров, блоков буферной пам ти и блока посто нной пам ти и  вл етс  третьим входом синхронизации кодека, выходы блока посто нной пам ти соединены с управл ющими входами первого коммутатора, первый - s-м выходы которого (S - максимальное число узлов решетчатой диаграммы) подключены к первым входам соответственно первого - S-ro сумматоров, выхды которых соединены с соответствующими информационными входами второго коммутатора и блока сравнени , тактовый вход которого подключен к второму тактовому входу кодека, первые и вторые выходы блока сравнени  соединены соответственно с информационными входами второго блока буферной пам ти и управл ющими входами второго коммутатора, выходы которого подключены к информационным входам первого блока буферной пам ти, первые - S-e выходы которого соединены с вторыми входами соответственно первого - S-ro сумматоров, выходы формировател  адреса считывани  подключены к адресным входам второго блока буферной пам ти, выход которого  вл етс  выходом кодека.

   Таблица 1

   (3,, -0.) (-0,373; -0,258) (-0,390; 2,723) (-1,112; -3,29)

   Г W

   Таблица 2

   I

   fiSF

   Гу

   5 F nSF ф Ф ф

   Т Т nSF fiSF.

   О -QQXXi

   + - 01 Щ

   Фигз

   А - 0/ Л7; - /////

   а

   6

   Фиг. 5

   Щиг.4

   (W

   т)

   (W)

   r«v гл

   h, f

   WigaaaaU & i

   1йф .j

   .

   %cJ

   Ярус

   1711337 .

   01 2

   10010 OQOO(3,3S2) i