Способ контроля состояния канала передачи данных
Изобретение относится к электросвязи и обеспечивает повышение точности контроля. На передаче блоки информации кодируют М-каскадным кодом, а на приеме декодируют поэтапно, завершая декодирование либо при обнаружении ошибки, либо по окончании М-го этапа. На интервале контроля для каждого этапа подсчитывают число блоков с обнаруженными ошибками, по которым определяют вероятности необнаруженной ошибки для каждого из этапов с первого по (М-К)-й и прогнозируют вероятность необнаруженной ошибки для каждого из этапов с (М-К+1)-го по М-й. 1 ил.
сонзз сОВетских
СОЦИАЛИСТИЧЕСКИХ
РЕСПУБЛИК (5! is Н 04 В 3!46
ГОСУДАРСТВЕННЫЙ КОМИТЕТ
ПО ИЗОБРЕТЕНИЯМ И ОТКРЫТИЯМ
ПРИ ГКНТ СССР
ОПИСАНИЕ ИЗОБРЕТЕНИЯ (21) 4607027/24-09 (22) 21.11.88 (46) 23.09.90. Бюл. ¹ 35 (72) В.Л, Соловьев (53) 621.395.664 (088,8) где Poo; = Р0, j =!
Г
Pooj + Рно =. Рно, j=l+ <
К АВТОРСКОМУ СВИДЕТЕЛЬСТВУ (56) Коржик В.И. и др. Помехоустойчивое кодированиедискретных сообщений в каналах со случайной структурой. Статистическая теория связи. Вып.4, M. Связь, 1975, с.166-167, 179-182. (54) СПОСОБ КОНТРОЛЯ СОСТОЯНИЯ КАНАЛА ПЕРЕДАЧИ ДАННЫХ
Изобретение относится к электросвязи и может использоваться в системах передачи данных для оценки качества канала передачи данных по вероятности, необнаруженной ошибки и выбора требуемых параметров помехоустойчивого коди. рования.
Цель изобретения — повышение точности контроля.
На чертеже представлена структурная электрическая схема устройства для реализации предлагаемого способа.
Устройство для контроля состояния канала передачи данных содержит декодеры
1>-1м, счетчик 2 числа принятых блоков, счетчики 31-Зм числа блоков с обнаруженными ошибками, блок 4 сравнения, блок 5 управления, регистры 6j-áì, вычислитель 7 вероятностей и блок 8 регистрации и отображения.
Сущность предлагаемого способа за-. ключается в том, что вероятность обнаруже„„. Ж„„1594708 А1 (57) Изобретение относится к электросвязи и обеспечивает повышение точности контроля. На передаче блоки информации кодируют M-каскадным кодом, а на приеме декодируют поэтапно, завершая декодирование либо при обнаружении ошибки, либо по окончании M-го этапа. На интервале контроля для каждого этапа подсчитывают число блоков с обнаруженными ошибками, по которым определяют вероятности необнаруженной ошибки для каждого из этапов с первого по (М-K)-й и прогнозируют вероятность необнаруженной ошибки для каждого из этапов с (M — К+ 1)-го по М-й. 1 ил. ния ошибок на каждом последующем этапе декодирования каскадного кода фактически является величиной, на которую уменьшается вероятность необнаруженных ошибок по отношению к предыдущему этапу декодирования. Для i-го этапа декодирования можно записать следующее соотношение:
f I
РБО + Х Pooj + g Pooj + Рног = 1 (1)
j — = 1 )=1+4
РБо — вероятность правильной (без искажений) передачи блока;
Poo — вероятность обнаружения ошибок при декодировании;
1594708
Pjj> — вероятность, появления блока с необнаруженными ошибками.
Исходя из этого, вероятность необнаруженной ошибки после I-го этапа декодирования может быть представлена в виде суммы вероятностей обнаруженных ошибок на следующих реально возможных последующих этапах дека ирования:
Рно; =X Pool+ PHojl. (2)
J=j+ 1
Учитывая быстро убывающий характер распределения, а также требования кточности контроля, слагаемые, имеющие более высокий порядок малости могут быть отброшены и получена приближенная оценка вероятности необнаруженной ошибки„
i+I< i+ I< pJpp
Рно; = Х P.o; = X - оо, (3) I — — 1+1 ) — — 1+1 где К вЂ” количества этапов декодирования, которые необходимо учитывать для обеспечения требуемой точности и глубины контроля, Прогнозирование Рно как функции от количества контрольных символов кода — r в точке г= rl-1+ Л Г может быть осуществлена путем линейной аппроксимации распределения в логарифмическом масштабе:
Рно (r) = exp(In PHoj 1+ (Irj Рно;-1 — lrj Рно;-2 ) ), Лг
rj — 1 где Рно; 1 и Рно; 2 определяются в соответствии с выражением (3).
Возможен также другой вариант прогнозирования вероятности необнаруженной ошибки, основанный на введении коэффициента у — уменьшения вероятности необнаруженной ошибки на бит (символ) приращения избыточности кода.
Для (I-1)-ro этапа декодирования
1 тогда вероятность необнаруженной ошибки в точке г= r;-1+ Лr будет определяться K выражением
". (i) =I -,- уЛг
Лг
Устройство для контроля состояния канала передачи данных работает следующим образом.
По сигналу "Пуск" блок 5 управления формирует сигнал, по которому устанавливаются в исходное состояние счетчик 2 числа принятых блоков и все счетчики 3 числа блоков с обнаруженными ошибками за соответствующие этапы декодирования, Одновременно в блоке 5 управления устанавливается начальный объем выборки по числу принятых блоков, и код этого числа подается на блок 4 сравнения, Далее нацинается цикл контроля, в ходе которого на вход декодеров 1 поступают кодовые комбинации, сопровождаемые синхросигналом приема кодовой комбинации. Одновременно эти сигналы подаются на суммирующий вход счетчика 2 для подсчета принятых блоков. Кодовая комбинация декодируется декодерам 1 первой ступени и, если при декодировании обнаружатся ошибки, то дальнейшее декодирование прекращается и сигнал обнаружения ошибки суммируется первым счетчиком 3 числа обнаруженных ошибок. Если декодер 1 первой ступени ошибок не обнаружил, та кодовая комбинация передается в декодер 1 второй ступени и т.д. до обнаружения ошибок на одном из этапов декодирования либо до полного декодирования всеми декодерами 1 без обнаружения ошибок.
В течение цикла контроля в счетчиках 3 накапливаются данные а количестве кодовых комбинаций с ошибками, обнаруженными на соответствующих этапах декодирования. Блок 4 сравнения сравнивает содержимое счетчика 2 числа принятых блоков с кодом начального абьема выборки, поступающим из блока 5 управления, и при совпадении формирует сигнал, по которому содержимое счетчиков 3 переписывается в соответствующие регистры б для временного хранения. Этим же сигналом запускается вычислитель 7, который в соответствии с рабочей программой проверяет достаточность выборки — коды числа блоков с обнаруженными ошибками за соответствующие этапы декодирования сравниваются с минимально доспустимыми значениями. Для этого вычислитель 7 использует данные, хранящиеся в регистрах 6. Если обьем выборки оказывается недостатоцным, то вычислитель 7 увеличивает объем выборки по числу принятых блоков и заносит новое значение выборки в блок 5 управления. Цикл контроля продолжается до появления следующего сигнала совпадения на выходе блока 4 сравнения, При накоплении достаточной выборки вычислитель 7 по рабочей программе последовательно для каждого этапа декодирования вычисляет оценку
PHpj (I = 1, ..., М вЂ” К) и прогноз Рно; для оставшихся этапов декодирования (I =
-1594708
Рно; = exp(la PHoj g +(In PHo 1—
15 Дг — In Рно,) ), О
Составитель В.Слепаков
Техред М.Моргентал Корректор Л.Патай
Редактор Л.Зайцева
Заказ 2839 Тираж 52.7 Подписное
ВНИИПИ Государственного комитета по изобретениям и открытиям при ГКНТ СССР
113035. Москва, Ж-35, Раушская наб.. 4/5
Производственно-издательский комбинат "Патен-.", г. Ужгород, ул.Гагарина, 101
=М-К+1,...,М), а также прогноз Рно для возможных последующих этапов декодирования, Результаты вычислений выдаются в блоке 8 регистрации и отображения состояния канала передачи данных, После окончания вычислений вычислитель 7 заносит в блок 5 управления код начального объема выборки по числу принятых блоков, блок 5 управления формирует сигнал начальной установки счетчиков
2 и 3, и начинается, новый цикл контроля.
Формула изобретения
Способ контроля состояния канала передачи данных, включающий формирование на передаче блоков информации, кодирование их M-каскадным кодом, обнаруживающим ошибки, передачу по дискретному каналу связи последовательности кодовых блоков, декодирование их на приеме и определение достоверности передачи по относительной доле блоков информации с обнаруженными ошибками, о т л и ч а юшийся тем, что, с целью повышения точности контроля, на приеме декодирование каждого кодового блока осуществляют поэтапно и завершают либо по обнаружению ошибок на очередном этапе, либо после M-го этапа, в течение цикла контроля
5 для каждого этапа подсчитывают количество кодовых комбинаций с обнаруженными ошибками, по которым определяют вероятность необнаруженной ошибки для каждого из этапов с первого по (M — К)-й, и прогнози10 руют вероятность необнаруженной ошибки для каждого из этапов с (M — К+1 -го по М-й по формуле где i — номер этапа декодирования;
P« — вероятность необнаруженной ошибки;
Лг — относительное увеличение числа
Л г;-i контрольных символов кода на i-м этапе кодирования.
