ред передачей в канал связи задерживается на время
(3/+'1)то и что между |
|
последним |
элементом |
данного па |
кета ошибок и первым элементом |
последующего |
принято |
подряд не менее |
(36+1 ) неискаженных элементов. |
|
Предположим, |
'что эта последовательность |
(рис. 6.5) |
поражена помехой, исказившей |
|
21 элемента, |
начиная с |
информационного |
элемента |
a;t |
и |
кончая |
проверочным |
элементом bk-2t-\, |
k-t-\- В |
этом |
случае |
все 4 |
информаци |
онных элементов |
от аи до au+i-i |
будут |
исправлены, так |
как информационные |
|
элементы |
ah-t — aii-\, |
ctk+t ••• ak+2i-\ |
и проверочные |
элементы |
от Ьд-г.ь до bh+t-\,k+2i-i |
прини |
маются |
правильно. |
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
Поясним |
сказанное на |
конкретном |
примере. |
Пусть |
имеем |
последовательность |
информационных |
элементов |
(рис. |
6.5а), |
для которой |
при шаге |
сложения |
t = 2 |
сфор- |
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
„ |
|
'10 |
1 .. ... |
|
.„ |
|
, |
|
|
|
|
|
|
/ |
/ |
|
0 |
1 |
1 0 |
|
1 |
0 |
0 |
0 |
|
|
|
я) |
% |
6Ц |
°3,5 Bi,S |
°5Л |
»В,а |
67,Я |
б8,Ю 69,П ВЮ,12 В11.13 ВВ,!4 • |
|
|
|
|
1 1 1 0 |
|
1 0 |
|
1 |
1 |
о 'о / |
о |
|
|
|
|
|
ф |
о,8и afia a35i3 |
atfa o5Bis as6iB |
a, |
|
|
|
|
|
|
°tAp °I2BC,8 °I3B7,9 |
|
|
|
|
|
|
|
|
|
Bl,3 |
°SB2fi °9,B3,S°IOA,S |
°li\lO |
г) 1 |
0 |
0 |
1 |
1 |
1 |
|
0 1 1 1 1 1 1 0 1 1 0 0 0 1 0 1 ' |
а)\~f_^_J_J__J__2_°J_Mr~^-'00 |
|
|
|
f' |
o~o~~lT~o~~~ |
|
a', |
Ь'г a' |
aI |
a's |
o's |
|
a; |
a'a a' |
|
a'm |
a'„ o'„ |
a;, |
|
a'lti |
|
|
i |
0 |
0 |
1 |
1 |
1 |
0 |
0 |
0 |
0 |
0 |
0 |
0 |
|
|
|
|
0 |
'1,3 |
"2,4 "3,1 "i,S "5,7 "e,8 |
"7.9 "S,l0 "Sir |
"11,13 |
|
|
|
|
|
|
/ |
0 |
0. |
0 |
) |
0\ |
К |
1\ 0\ |
|
0 |
1 |
0 |
|
|
|
|
|
|
9 ~ > - > |
- > |
- ^ |
|
r |
0' |
0 |
1 |
0 |
1 |
0 |
C£8 |
Cr.S |
CSm |
СЗЯ |
CWJ2 |
Cll,!3 |
Cl2f4 |
Рис. 6.5. Исправление пакетов ошибок цепным кодом
мированы проверочные элементы (рис. 6.56). Переда ваемая в канал связи последовательность элементов представлена на рис. 6.5е. Теперь предположим, что под действием помехи элементы принимаемой последо вательности искажены (обведены пунктиром, рис. 6.5г). Отделим информационные элементы от проверочных (рис. 6.55). По принятым информационным элементам а' сформируем, контрольные элементы- с' (рис. 6.5э/с). Со-
поставляя |
b' |
и с', |
видим, что их значения не совпадают |
в шести случаях. |
Несовпадение Ь'2Л |
с с'_л и Ь'зъ |
с |
с'35 |
указывает |
на |
то, |
что проверочные |
элементы b'2i |
и |
b'3S |
приняты искаженными, так как проверочные и контроль ные элементы, расположенные влево и вправо на шаг
сложения, |
совпадают |
{Ь[3 |
с с |
] _ 3 , |
Ь^_с с\ 6 |
) . |
Несовпаде |
н и я ^ с с ; 8 и Ь 8 ' 1 0 с |
Cgi l 0 , а также |
^ |
с |
с'ь9 |
и |
^ „ с с ^ , , , |
смещенные |
относительно |
друг |
друга |
на |
шаг |
сложения |
(г=-2), указывают на то, что общие для них информа ционные элементы ая и а 9 искажены и их принятые зна чения необходимо изменить на обратные.
Таким образом, цепной код сравнительно просто, правда, ценой большой избыточности (1/3), позволяет бороться с групповыми ошибками в канале связи. Изме няя величину шага сложения, можно согласовать ис правляющие возможности кода с характеристиками ка нала связи. Если в канале связи в данный момент пре обладают пакеты ошибки небольшой длины, то, выби рая соответствующий шаг сложения, можно увеличить допустимую частость ошибок. При наличии редких, но продолжительных пакетов ошибок шаг сложения сле дует увеличить. :Кроме того, аппаратуру щепного кода можно 'применять в любой дискретной системе связи не зависимо от числа элементов в комбинациях первичного кода.
Рекуррентные коды могут быть построены с любой сколь угодно малой избыточностью (Я = 1/п), т. е. так, чтобы на каждые а переданных элементов приходился всего один проверочный. Однако по мере уменьшения избыточности рекурретного кода резко возрастает слож ность кодирующих и декодирующих устройств и умень шаются его исправляющие возможности. Так, для кода (1/5), исправляющего до пяти информационных элемен тов, пораженных одним пакетом ошибок, требуется при мерно в пять раз больше элементов для построения ко дирующих и декодирующих устройств, чем для кода (1/2); величина защитного интервала также возрастает примерно в пять раз. Поэтому только специальные тре бования по уменьшению избыточности могут заставить отдать предпочтение коду '(1/я).
•К непрерывным кодам относятся 'Также так называе мые евёрточные коды £14]. В основу построения евер1
точных кодов положен принцип, согласно которому каж дый информационный символ, поступающий на вход ко дирующего устройства, вызывает появление на его вы ходе V элементов, образованных суммированием по мо дулю 2 данного символа и (/<—1) -го предыдущих. Пояс ним сказанное на конкретном примере.
Пусть кодирующее устройство представляет собой пятиразрядный двигающий регистр (/( = 5), выходы каж дого разряда которого поданы на 3 сумматора по мо дулю 2 (1/==3), как показано на рис. 6.6, и пусть посту
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
пающая |
на |
вход |
регис |
00Ю1 |
|
|
|
|
|
тра |
|
информационная |
1 |
1 |
J h |
5 |
|
последовательность |
|
со |
ВХ |
|
|
|
|
|
|
|
стоит из |
пяти |
символов |
|
|
|
|
|
|
10100 |
(L |
= |
5). |
Если |
к |
|
|
|
|
|
|
моменту |
|
поступления |
|
% |
1Ш\ |
l\2\ |
|
первого |
символа |
все |
|
|
|
|
|
|
|
|
разряды |
регистра |
на |
|
|
|
|
В канап |
|
ходились |
в состоянии 0, |
|
|
|
|
|
то |
после |
записи |
1 |
в |
|
|
|
|
сдязи |
|
первый |
разряд |
регист |
|
|
|
|
|
Рис. 6.6. Кодирующее |
устройство |
|
ра |
сигналы, считанные |
|
распределителем |
с |
вы |
сверточного |
кода (/(=5, |
V=3) |
|
|
|
|
|
|
ходов сумматоров, составят последовательность симво
лов 111. |
После записи в |
первый разряд регистра |
второго |
символа, равного |
0 (первый символ бу |
дет переписан во второй разряд), распределитель пере даст в канал последовательность символов 010. Третий информационный символ (1) вызовет передачу в канал последовательности 100. Затем будут переданы группы символов 001, 000, 011. После поступления на вход ре гистра последнего информационного символа подаются последовательно k нулей по числу разрядов регистра. В этом случае в канал связи будут переданы еще четыре группы символов: 011, 000, 000, 000.
Таким образом, информационная последовательность символов 10100 будет преобразована кодирующим уст ройством в последовательность у, состоящую .из 30 сим волов — 11101 ЮОООЮОООМОШООООООООО. В общем случае y=(L + K)V. Обычно информационная последователь ность состоит из большого числа символов, так что L>>/(. Поэтому применение рассматриваемого способа кодирования приводит к уменьшению производительно-
сти системы связи примерно в К раз ' ) . Целесообразность применения сверточных кодов, несмотря па огромную, избыточность, обусловливается высокими исправляющи ми возможностями кодов, реализуемых применением по следовательного декодирования и использованием для этих целей ЦЭВМ .
Выше при рассмотрении дешифраторов (гл. 3) был описан способ последовательного дешифрирования, при котором по первому элементу принимаемой комбинации определяется та половина из всех возможных 2" комби наций, к которой принадлежит дешифрируемая. По вто рому элементу определяется четвертая часть комбина ций, по третьему — восьмая и т. д. Такой способ пред ставления (нахождения) кодовых комбинаций называет
ся кодовым |
деревом. |
Процедура |
образования последовательности элемен |
тов сверточного кода аналогична процедуре последова тельного дешифрирования, поэтому ее также называют древовидной. Действительно, первые V элементов свер точного кода определяются первым информационным элементом Х\, поступающим на вход регистра. Следую
щие V элементов зависят уже от X, |
и Х2 и т. д. Очевид |
но, что сумматоры, формирующие группы из V элемен |
тов, должны подключаться к таким |
элементам |
регистра, |
чтобы группы элементов при Xi=0 |
|
и при Х * = 1 |
были |
инверсными |
комбинациями. |
|
|
|
|
Исходя из этих требований, кодовое дерево для ком |
бинаций, формируемых кодирующим |
устройством |
(рис. |
fi6), имеет |
вид, представленный на |
рис. 6.7. |
Входные' |
символы Xi |
можно рассматривать |
как совокупности L |
последовательных инструкций, следуя которым кодиру ющее устройство выбирает путь на кодовом дереве. Пе
редаваемая последовательность |
представляет |
собой |
(L + K)V двоичных символов, лежащих вдоль |
выбран |
ного пути. Такая процедура кодирования полностью оп ределяет алгоритм декодирования. Поступающая на вход декодирующего устройства принимаемая последо вательность, начало которой известно, анализируется по группам из V элементов. Сначала на два входных де-
') В {14] показано, что сверточные коды можно строить и с меньшей избыточностью. Например, такие, при которых потеря про изводительности не превышает u/V, где и — целое число, мень шее V.