Спосіб кодування та декодування, блок кодерів, блок декодерів, і система кодера та декодера

1 Спосіб паралельно-каскадного згорнутого кодування, що складається з кроку надходження блока, даних на блок кодерів, що складається з множини N кодерів та N-1 переміжників з'єднаних паралельно, який відрізняється тим, що додатково містить кроки кодування блока, даних у першому кодері за допомогою нерекурсивного систематичного згорнутого коду з відтинанням закінчень та одержанням відповідної першої складової кодованого слова, що складається з бітів даних та бітів паритету, застосування переміження до блока даних для одержання переставного блока даних, кодування переставного блока, даних у наступному кодері за допомогою нерекурсивного систематичного згорнутого коду з відтинанням закінчень для одержання відповідної другої складової кодованого слова, що складається з бітів даних та бітів паритету, повторення кроків переміження та кодування результуючого переставного блока, даних у решті N2 переміжників та N-2 кодерів та одержанням складових кодованих слів складених з бітів даних та бітів паритету, форматування бітів складових кодованих слів 2 Спосіб за п 1, який відрізняється тим, що крок форматування відбувається таким чином, що до складеного кодованого слова входить тільки один біт з блока даних 3 Спосіб за п 1 який відрізняється тим, що крок форматування відбувається таким чином, що складене кодовано, слово містить окремі біти, що створюють складові кодовані слова, відібрані ВІДПОВІДНО до наперед заданого шаблона 4 Спосіб декодування паралельно-каскадних згорнутих кодів, що складається з кроків прийом кодованого слова, сформованого з бітів множини (N) складових кодованих слів, одержаних після застосування до блоків даних некурсивних систематичних згорнутих кодів з відтинанням закінчень у блока кодерів, формування прийнятого складеного кодованого слова прийнятих складових кодованих слів, який відрізняється тим, що кожне відповідне складене кодоване слово приймається одним із N ВІДПОВІДНИМ декодером з блоки декодерів, кожний ВІДПОВІДНИЙ декодер одержує апріорно обране значення бітів даних та додатково містить кроки декодування прийнятих складових кодованих слів шляхом ітерацій крізь N декодерів та N-1 переміжників для забезпечення результатів декодування, кожний з N декодерів забезпечує вибір значення кожного біта у блоці даних кодованих ВІДПОВІДНИМ кодером, у кожному з N-1 переміжників вибір значення бітів даних від попереднього декодера застосоване переміження для забезпечення блоки інформації для наступного декодера, апріорна інформація про значення бітів даних для першого з N декодерів підрахована у припущенні, що значення бітів даних мають рівні імовірності під час першої ітерації, і таким чином складається перша функція від імовірності вибору значення бітів, результати цієї першої функції одержують від N-ro декодера та надсилають назад на перший декодер через перший блок зворотних переміжників, що складається з N-1 зворотних переміжників, які відповідають N-1 переміжникам та використовують у зворотній ПОСЛІДОВНОСТІ, апріорний вибір значення бітів даних надсилається у кожний інший декодер у вигляді результатів першої функції від імовірного вибору значення бітів даних, одержаних від попереднього у ПОСЛІДОВНОСТІ декодера, О о> 44779 дових кодованих слів, що складається з бітів дазворотне переміження у другому зворотному пених та бітів паритету, реміжнику для одержання другої функції від імовіформування з складових кодованих слів складенорності вибору результатів декодування, що надійго кодованого слова, шли з N-ro декодера, з використанням N-1 відправлення складеного кодованого слова у казворотних переміжників, які відповідають N-1 пенал зв'язку, реміжникам та застосування у зворотній ПОСЛІДОВНОСТІ прийом з каналу зв'язку складеного кодованого 5 Спосіб за п 4, який відрізняється тим, що КІЛЬслова, КІСТЬ ітерацій через декодери, переміжники та звоформування з одержаного складеного кодованого ротні переміжники є наперед заданим числом слова прийнятих складових слів, кожне для надходження на ВІДПОВІДНИЙ декодер з їх множини N 6 Спосіб за п 4, який відрізняється тим, що ітеблока декодерів, на кожний декодер також надсирації через декодери, переміжники та зворотні лають апріорно взяті імовірності значень бітів дапереміжники повторюють до виявлення збіжності них, декодування, якщо КІЛЬКІСТЬ ітерацій не перевищує максимальну, в іншому випадку декодування придекодування одержаних складових кодованих слів пиняють після досягнення максимальної КІЛЬКОСТІ шляхом ітерацій крізь N декодерів та N-1 переміжітерацій і блок декодерів видає другу функцію від ників для одержання від блока декодерів резульімовірних результатів декодування, одержану з Nтатів декодування, кожний з N декодерів забезпего декодера, як свій результат декодування через чує інформацію про значення кожного біта у блоці другий зворотний переміжник даних у послідовності кодування ВІДПОВІДНИМ кодером, у кожному з N -1 переміжнику інформації 7 Спосіб за п 4, який відрізняється тим, що допро значення бітів даних від попереднього декодатково має крок застосування правила прийняття дера застосовують переміження для отримання рішення для одержання детермінованих результапереставного блока інформації для наступного тів декодування як функції від імовірного вибору кодера, апріорно взяту інформацію про значення результату блока декодерів бітів даних для першого з N декодерів підраховуЗ Спосіб за п 4, який відрізняється тим, що під ють у припущенні, що значення бітів даних мають час формування складеного кодованого слова рівні імовірності під час першої ітерації і таким чичастину бітів відкидають у ВІДПОВІДНОСТІ ДО напеном складають першу функцію від інформації про ред заданого шаблони, у засобі декодування при значення бітів даних, результати цієї першої фунформуванні одержаних складових кодованих слів кції від імовірної інформації про значення бітів додатково можливий крок вставки середніх знаодержують від N-ro декодеру та надсилають назад чень для всіх відкинутих бітів на перший декодер через перший зворотній пере9 Спосіб за п 4, який відрізняється тим, що крок міжник та використовують у зворотній ПОСЛІДОВНОдекодування виконується за допомогою N декодеСТІ, апріорно взяту інформацію про значення бітів рів, у яких використано ЦИКЛІЧНІ декодери по емпіданих надсилають у кожний ІНШІЙ декодер у виричному максимуму (МАР) крок декодування склагляді результатів першої функції від інформації дається з розв'язання задачі про знаходження про значення бітів даних, одержаних від поперевласного вектора днього у ПОСЛІДОВНОСТІ декодера та 10 Спосіб за п 4, який відрізняється тим, що , зворотне переміження у другому зворотному пещо крок декодування виконується за допомогою N реміжнику для одержання другої функції від редекодерів, у яких використано ЦИКЛІЧНІ декодери зультатів декодування, що надійшли з N-ro декоМАР, на кроці декодування застосовується метод дера, як імовірний результат декодування усього рекурсм блока декодерів, з використання N-1 зворотних 11 Спосіб для декодування паралельнопереміжників, які відповідають N-1 переміжникам каскадного згорнутого коду, що складається з крота застосовані у зворотній ПОСЛІДОВНОСТІ ку 12 Спосіб за п 11, який відрізняється тим, що надходження блока бітів даних на блок кодерів, крок форматування відбувається таким чином, що що містить множину N кодерів та N-1 переміжнискладене кодоване слово містить тільки одне вхоків, з'єднаних паралельно, який відрізняється дження кожного біта з блока даних тим, що додатково містить кроки кодування блоклібітів даних у першому кодері за 13 Спосіб за п 11, який відрізняється тим, що допомогою нерекурсивного систематичного згоркрок форматування відбувається таким чином, що нутого коду із відтинанням закінчень та одержання складене кодоване слово містить окремі біти, що ВІДПОВІДНОГО першого складового кодованого слостворюють складові кодовані слова, відібрані ВІДва, що складається з бітів даних та бітів паритету, ПОВІДНО до наперед заданого шаблона застосування переміження до блока бітів даних, 14 Спосіб за п 11, який відрізняється тим, що щоб одержати переставний блок бітів даних, КІЛЬКІСТЬ ітерацій через декодери, переміжники та кодування одержаного переставного блока бітів зворотні переміжники є, наперед заданим числом даних у наступному кодері за допомогою нерекур15 Спосіб за п 11, який відрізняється тим, що сивного систематичного згорнутого коду із відтиітерації через декодери, переміжники та зворотні нанням закінчень та одержанням ВІДПОВІДНОГО друпереміжники повторюють до виявлення збіжності гого складового кодованого слова, що складається декодування, якщо КІЛЬКІСТЬ ітерацій не перевищує з бітів даних та бітів паритету, максимальну, в іншому випадку декодування приповторення кроків переміження та кодування одепиняють після досягнення максимальної КІЛЬКОСТІ ржаного переставного блока бітів даних у решті Nітерацій і блок декодерів видає другу функцію від 2 переміжників та N-2 кодерів з одержанням склаімовірних результатів декодування, одержану з N 44779 го декодера, як свій результат декодування через другий зворотний переміжник 16 Спосіб за п 11, який відрізняється тим, що додатково має крок застосування правила прийняття рішення для одержання детермінованих результатів декодування як функції від імовірного вибору результату блока декодерів 17 Спосіб за п 11, який відрізняється тим, що крок декодування виконується за допомогою N декодерів, у яких використано ЦИКЛІЧНІ декодери МАР, крок декодування складається з розв'язання задачі про знаходження власного вектора, 18 Спосіб за п 11, який відрізняється тим, що крок декодування виконується за допомогою N декодерів, у яких використано ЦИКЛІЧНІ декодери МАР, на кроці декодування застосовується метод рекурсм 19 Спосіб за п 11, який відрізняється тим, що під час формування складеного кодованого слова частину бітів відкидають у ВІДПОВІДНОСТІ ДО наперед заданого шаблони , у засобі декодування при формуванні одержаних складових кодованих слів передбачено крок вставки середніх значень для всіх відкинутих бітів 20 Блок кодерів, який відрізняється тим, що складається з множини (N) кодерів та множини (N1) переміжників, з'єднаних паралельно для систематичного застосування нерекурсивних систематичних згорнутих кодів з відтинанням закінчень до блока даних та різних перестанови до блока, бітів даних з одержанням складових кодованих слів, що складаються з бітів даних та бітів паритету, та формувача складеного кодованого слова для формування із набору бітів з складових кодованих слів складеного кодованого слова 21 Блок кодерів за п 20, який відрізняється тим, що формувач складеного кодованого слова формує складене кодоване слова таким чином, що воно включає тільки одне входження кожного біта з блока, даних 22 Блок кодерів за п 20, який відрізняється тим, що формувач складеного кодованого слова формує складене кодоване слово таким чином, що до нього потрапляють лише окремі біти з складових кодованих слів, відібрані ВІДПОВІДНО ДО наперед заданого шаблона 23 Блок декодерів для декодування паралельно-каскадних згорнутих кодів, який відрізняється тим, що складається з перетворювача складеного кодованого слова у складові закодовані слова для одержання складеного кодованого слова з каналу зв'язку, складене кодоване слово складається з бітів, що відібрано з множини N складових кодованих слів, які було отримано у блоці кодерів при застосуванні до блока, бітів даних нерекурсивних згорнутих кодів з відтинанням закінчень, та формування з нього відповідної множини N одержаних складових кодованих слів, 24 Блок декодерів за п 23, який відрізняється тим, що КІЛЬКІСТЬ ітерацій через декодери, переміжники та зворотні переміжники є наперед заданим числом 25 Блок декодерів за п 23, який відрізняється тим, що ітерації через декодери, переміжники та зворотні переміжники повторюють до виявлення збіжності декодування, якщо КІЛЬКІСТЬ ітерацій не перевищує максимальну, в іншому випадку декодування припиняють після досягнення максимальної КІЛЬКОСТІ ітерацій і блок декодерів видає другу функцію від імовірних результатів декодування, одержану з N-ro декодера, як свій результат декодування через другий зворотна переміжник 26 Блок декодерів за п 23, який відрізняється тим, що додатково має розв"язувальний пристрій для застосування правила прийняття рішення для одержання детермінованих результатів декодування як функції від імовірного вибору результату блока декодерів 27 блок декодерів за п 23, який відрізняється тим, що у N декодерів, у яких використано ЦИКЛІЧНІ декодери МАР, крок декодування, складається з розв'язання задачі про знаходження власного вектора 28 Блок декодерів за п 23, який відрізняється тим, що у N декодерів, у яких використано ЦИКЛІЧНІ деко дери МАР, на кроці декодування застосовується метод рекурсм 29 Система кодера та декодера для кодування та декодування паралельно-каскадних згорнутих кодів, який відрізняється тим, що складається з блока кодерів, що складається з множини N кодерів та множини N-1 переміжників, з'єднаних паралельно, для систематичного застосування нерекурсивних систематичних згорнутих кодів з відтинанням закінчень до блока бітів даних та різних переставлень до блока бітів даних та одержанням складових кодованих слів, що складається з бітів даних та бітів паритету, формувача складеного кодованого слова для формування із набору бітів з складових слів с кладеного кодованого слова, перетворювача складеного кодованого слова у складові закодовані слова для одержання складеного кодованого слова з каналу зв'язку, та формування з нього відповідної множини N одержаних складових кодованих слів, множини (N) декодерів, на кожний з яких надходить відповідне одержане складове кодоване слово з перетворювача складеного кодованого слова у складові кодовані слова, а також апріорно взята інформація про значення бітів даних, кожний з N декодерів виробляє імовірну інформацію про значення кожного біта у блоці даних у ПОСЛІДОВНОСТІ кодування ВІДПОВІДНИМ кодером з блока, кодерів, ' множини N-1 переміжників , у кожному з яких до інформації про значення бітів даних від ВІДПОВІДНОГО декодера застосовують переміження для одержання переставленого блока інформації для наступного декодера, декодування одержаних кодованих слів відбувається у процесі ітерації крізь N декодерів та N-1 переміжників з отриманням від блока декодерів імовірних результатів декодування, першого зворотного переміжника, що складається з N-1 зворотних переміжників, які відповідають N-1 переміжникам та використовуються у зворотній ПОСЛІДОВНОСТІ, апріорну інформацію про значення бітів даних для першого з N декодерів підраховують у припущенні, що значення бітів даних мають рівні імовірності під час першої ітерацій таким чином складається перша функція від імовірної інформації про значення бітів даних, результати цієї першої функції від інформації про значення бітів 44779 даних одержують від N-ro декодера, та надсилають назад на перший декодер через перший зворотний переміжник, апріорну інформацію про значення бітів даних надсилають у кожний інший декодер у вигляді результатів першої функції від імовірної інформації про значення бітів даних, одержаних від попереднього у ПОСЛІДОВНОСТІ декодера та другого зворотного переміжника, що складається з N-1 зворотних переміжчиків, які відповідають N-1 переміжникам та використовуються у зворотній ПОСЛІДОВНОСТІ, зворотне , переміження у другому зворотному переміжнику для одержання другої функції від результатів декодування, що надійшли з N-ro декодера, як імовірний результат декодування усього блока декодерів 30 Система за п 29, яка відрізняється тим, що формувач складеного кодованого слова формує складене кодоване слово таким чином, що до складеного кодованого слова входить тільки один біт з блокованих 31 Система за п 29, яка відрізняється тим, що формувач складеного кодованого слова формує складене кодоване слово таким чином, що до нього потрапляють лише окремі біти, з складових кодованих слів, відібрані ВІДПОВІДНО до наперед заданого шаблона 32 Система за п 29, яка відрізняється тим, що Цей винахід в загальному випадку стосується кодування з виправленням помилок для передавання коротких повідомлень по поганим каналам зв'язку, та, особливо, паралельного сполучення апаратури згортаючого кодування і ВІДПОВІДНОГО декодера Один з видів паралельно конкатенованого кодування, відомий як паралельно конкатеноване згортаюче кодування (parallel concatenated convolutional coding, PCCC) або "турбо кодування" ("turbo coding"), є темою недавніх досліджень у галузі кодування, бо демонструє вражаючі переваги, коли застосовується для кодування блоків розміром 10 000 біт або більше (Див С Berrou, A Glavieux and P Thitimajshima, "Near Shannon Limit Error-Correcting Coding and Decoding TurboCodes," Proceedings of the IEEE International Conference on Communications, 1993, pp 10641070, J D Andersen, "The TURBO Coding Scheme," Report IT-146 ISSN 0105-854, Institute of Telecommunication, Technical University of Denmark, December 1994, and P Robertson, "Illuminating the Structure of Code and Decoder of Parallel Concatenated Recursive Systematic (Turbo) Codes," 1994 IEEE Globecom Conference, pp 1298-1303) Однак було показано, що зі зменшенням довжини блоку даних, що кодується, продуктивність турбо кодування суттєво знижується Цей ефект існує завдяки сильній залежності вагових структур його складових рекурсивних систематичних згортаючих кодів від довжини блоку Другою проблемою є належне закінчення блоків повідомлень, до яких застосовується турбо кодер Як було показано (див О Joersson and H Meyr, "Terminating the 8 КІЛЬКІСТЬ ітерацій через декодери, переміжники та зворотні переміжники є наперед заданим числом 33 Система за п 29, яка відрізняється тим, що ітерації через декодери, переміжний та зворотні переміжники повторюють до виявлення збіжності декодування, якщо КІЛЬКІСТЬ ітерацій не перевищує максимальну, в іншому випадку декодування припиняють після досягнення максимальної КІЛЬКОСТІ ітерацій і блок декодерів видає другу функцію від імовірних результатів декодування, одержану з Nго декодера, як свій результат декодування через другий зворотний переміжник 34 Система за п 29, яка відрізняється тим, що додатково має розв"язувальний пристрій для застосування правила прийняття рішення для одержання детермінованих результатів декодування як функції від імовірного вибору результату блока декодерів 35 Система за п 29, яка відрізняється тим, що у N декодерів, у яких використано ЦИКЛІЧНІ декодери МАР, крок декодування складається з розв'язання задачі про знаходження, власного вектора 36 Система за п 29, яка відрізняється тим, що, у N декодерів, у яких використано ЦИКЛІЧНІ декодери МАР, на кроці декодування застосовується метод рекурсм Trellis of Turbo-Codes," IEE Electronics Letters, vol 30, no 16, August 4, 1994, pp 1285-1286), чергування, що використовується у турбо кодерах, може призвести до того, що неможливо закінчити обидві ВХІДНІ ПОСЛІДОВНОСТІ кодера, з чергуванням і без чергування, за допомогою одного і того ж самого набору кінцевих бітів Можливе рішення застосувати другу кінцеву ПОСЛІДОВНІСТЬ, вбудовану у структуру повідомлення, так, що кодер, що обробляє ту ПОСЛІДОВНІСТЬ даних, до якої застосоване чергування, завершить и обробку належним чином - призведе до подвоєння надлишку службової інформації, пов'язаної із завершенням роботи кодера, та до зниження ефективності кодування Альтернативне рішення - не закінчувати одну із послідовностей кодера, але це зменшить продуктивність системи кодер/декодер, особливо при її застосуванні до малих повідомлень У "Terminating the Trellis of Turbo-Codes in the Same State," IEE Electronics Letters, 1995, vol 31, no 1, January 5 pp 22-23, A S Barbulescu and S S Pietrobon викладено метод, у якому введено обмеження до пристрою чергування, що розробляється таким чином, щоб було можливо завершувати роботу двочасткових рекурсивних систематичних спіральних (recursive systematic convolutional, RSC) кодерів за допомогою лише однієї кінцевої ПОСЛІДОВНОСТІ бітів Отримані ними результати показують деяке зниження продуктивності порівняно з продуктивністю, яку одержано, якщо для завершення роботи обох кодерів застосовується оптимальне чергування До того ж, опубліковані дані про відношення КІЛЬКОСТІ помилково декодованих бітів (bit-error rate, BER) до відношення сигнал/шум (energy-per 44779 10 ного закодованого слова обирається у ВІДПОВІДНОСТІ до характеристик каналу зв'язку і після нього може бути розташований формувач кадру, який обирається в залежності від потреб каналу та техніки доступу до каналу комунікаційної системи Формувач кадру також може додавати іншу необхідну службову інформацію, таку, як контрольні біти та символи синхронізації Можна отримати значно вищий коефіцієнт кодування, якщо використовувати систематичні коди як складові у паралельно конкатенованій схемі кодування Закодовані слова, що їх генерує систематичний кодер, складаються з первинних бітів даних, що надійшли на вхід кодера та додаткових бітів парності (Надлишок інформації, який привносять біти парності — це саме те, від чого залежить здібність коду до виправлення помилок) Таким чином, коли у паралельно конкатенованому кодері, що наведений на Фіг 1, використовуються систематичні кодери, у вироблених усіма частковими кодерами 12 закодованих словах знаходяться ВХІДНІ біти даних Якщо формувач 16 формує пакет даних або складене закодоване слово, яке складається лише з бітів парності, вироблених кожним частковим кодером 12 та блоку інформаційних бітів, що кодуються, завдяки усуненню повторень інформаційних бітів у складеному закодованому слові, що передається, відбувається значне покращення кодового коефіцієнту складеного паралельно конкатенованого коду Наприклад, якщо частковий кодер 1 та частковий кодер 2, з яких складається кодер паралельно конкатеХарактерні риси та переваги цього винаходу нованого згортаючого коду (РССС), обидва мають стануть зрозумілими з наступного докладного опикодовий коефіцієнт 1/2, ВІДПОВІДНИЙ коефіцієнт для су винаходу та доданих до нього креслень, на складеного паралельно конкатенованого коду збіяких, зокрема льшується від 1/4 у випадку несистематичних На Фіг 1 наведено спрощену блок-схему паскладових кодів до 1/3, коли застосовуються сисралельно конкатенованого кодера, тематичні складові коди На Фіг 2 наведено спрощену блок-схему декодера для паралельно конкатенованих кодів, Паралельно конкатеновані схеми кодування, у На Фіг 3 наведено спрощену блок-схему нереяких використовуються рекурсивні систематичні курсивного систематичного згортаючого кодера із згортаючі (RSC) коди були нещодавно темою бавідтинанням закінчень, який згідно з цим винахогатьох досліджень Ці паралельно конкатеновані дом використовується у схемі кодування, згортаючі коди (РССС) загальновідомі в літературі як "турбо" коди Як вже згадувалось вище, було На Фіг 4 наведено спрощену блок-схему цикпродемонстровано, що ці РССС можуть досягати лічного МАР декодера, який згідно з цим винаховражаючої продуктивності у термінах відношення дом може використовуватись як складовий декоКІЛЬКОСТІ помилково декодованих бітів (bit error дер у декодері для схеми паралельно rate, BER) до відношення сигнал/шум (energy per конкатенованого згортаючого кодування, та bit to noise power spectral density ratio, Et,/N0) у виНа Фіг 5 наведено спрощену блок-схему альпадку порівняно великих повідомлень, тобто детернативної реалізації циклічного МАР декодера, сять тисяч біт або більше Але, також було продеякий згідно цього винаходу може використовувамонстровано, що зі зменшенням розміру блоку тись як складовий декодер в декодері для схеми даних переваги від кодування із застосуванням паралельно конкатенованого згортаючого кодутурбо кодів значно зменшуються, тому що ефеквання тивність рекурсивних систематичних згортаючих На Фіг 1 наведено загальну блок-схему оброскладових кодів є дуже чутливою до довжини блобки сигналу кодером 10 для паралельно конкатеку даних 3 другого боку, продуктивність нерекурнованих кодуючих схем Він складається з множисивного систематичного згортаючого коду з відтини N часткових кодерів 12, що працюють з нанням закінчень у більшості практичних випадків блоками бітів даних від джерела сигналу За доне залежить від довжини блоку даних, одержувана помогою чергувателів 14 згідно з алгоритмами продуктивність зменшується тільки у випадку, якчергування до блоків даних застосовується перещо блок бітів даних, що кодується, є меншим від ставлення Як показано для N кодерів 12 потрібно мінімального розміру, який визначається властиN-1 чергувателів 14 Нарешті, результати роботи востями глибини розв'язку NSC кодів часткових кодерів об'єднуються в одне складене bit-to-noise-power-spectral-density ratio, Et,/N0) показують вирівнювання BER у діапазоні значень Еь/No, якщо в турбо кодері використовуються RSC ВІДПОВІДНО ДО ЦЬОГО, було б бажано надати поліпшене обладнання для паралельно конкатенованого кодування для коротких блоків даних Згідно З ЦИМ винаходом, у схемі паралельно конкатенованого згортаючого кодування використовуються нерекурсивні систематичні спіральні (nonrecursive systematic convolutional, NSC) коди з відтинанням закінчень Для створення вихідних детермінованих та імовірних програмних даних ВІДПОВІДНИЙ декодер ітеративно застосовує циклічне декодування по емпіричному максимуму і (maximum a posteriori (MAP)) Використання кодів з відтинанням закінчень вирішує проблему закінчення вхідних послідовностей даних при турбо кодуванні, завдяки чому вдається уникати зниження продуктивності ВІДПОВІДНОГО декодера на малих повідомленнях Тоді, ЯК NSC коди є загалом слабкішими до збільшення довжини блоку даних, ніж рекурсивні систематичні згортаючі (recursive systematic convolutional, RSC) коди при асимптотично однаковому обсязі пам'яті, вільна відстань NSC коду є менш чутливою до довжини блоку даних ВІДПОВІДНО, паралельно конкатеноване кодування з використанням NSC кодів повинно дати кращі результати порівняно з використанням RSC кодів при однаковому обсязі пам'яті для повідомлень, що коротші за деякий пороговий розмір блоку даних закодоване слово за допомогою формувача складеного закодованого слова 16 Формувач складе На Фіг 2 у вигляді блок-схеми в загальних рисах проілюстровано декодер 20 для паралельно 12 11 44779 конкатенованих кодів Декодер 20 складається з Р{біт = 0} = Р{біт = 1} = 1/2 ) До імовірних програперетворювача 22 складеного закодованого слова мних значень, обчислених декодером 1, потім зау частково закодовані слова, який перетворює стосовується чергування із використанням того одержане з каналу зв'язку складене закодоване самого типу (або того ж самого) чергувателя, що слово у окремі одержані закодовані слова для кобув використаний у кодері для переставлення жного часткового декодеру 24, N часткових декоблоку бітів даних для другого часткового кодера дерів 24, у ВІДПОВІДНОСТІ до N часткових кодерів на Ці переставлені програмні значення та одержане Фіг 1, чергувателів 14 того ж самого типу (або тих відповідне закодоване слово складають вхідну самих), які використовуються у паралельно конкаінформацію, яка надходить на наступний часткотенованому кодері (Фіг 1), та першого та другого вий декодер (декодер 2) Переставлені імовірні зворотних чергувателів 28 та 29, ВІДПОВІДНО, кожпрограмні результати, отримані від попередніх ному з яких властиві характеристики перепорядкучасткового декодера та чергувателя використовування ПОСЛІДОВНОСТІ, що співпадають з характериються наступним частковим декодером, як апріорстиками послідовно конкатенованих N-1 зворотних на інформація про біти даних, що декодуються чергувателів ЗО ВІДПОВІДНО ДО N-1 чергувателів, які Часткові декодери так працюють послідовно, доки використовуються при кодуванні Необхідна ПОСЛІN-й декодер не обчислить набір програмованих ДОВНІСТЬ конкатеновання цих зворотних чергуварезультатів для блока бітів даних, які були закодотелів наведена на Фіг 2 та є зворотною до ПОСЛІвані кодером Наступним кроком є застосування ДОВНОСТІ конкатеновання чергувателів Вихідними до імовірних програмних результатів від N-ro дерезультатами часткових декодерів 24 є деяка прокодера зворотного чергування, як вже описувалось грамна інформація про можливе значення кожного вище Потім перший декодер знову працює з одебіту даних з одержаного закодованого слова Наржаним закодованим словом, користуючись новиприклад, результати часткових декодерів можуть ми програмними результатами від N-ro декодера, бути першою функцією імовірностей того, що деяк апріорною інформацією про значення бітів дакодовані біти є 0 або 1 обумовлені отриманою з них Робота декодера продовжується таким чином каналу зв'язку ПОСЛІДОВНОСТІ СИМВОЛІВ ОДИН З припротягом потрібної КІЛЬКОСТІ ітерацій Після заверкладів такої першої функції усуває вплив умовної шення останньої ітерації, до ПОСЛІДОВНОСТІ значень, що складають другу функцію від обчислених N-м декодером програмованих результатів, застоP{d ] =0/Y ] } імовірності l t t ' з програмних результатів совується зворотне чергування, щоб відновити часткового декодера, які потім, після ВІДПОВІДНОГО порядок даних, у якому вони були одержані РССС переставляння, надходять на наступний у послікодером КІЛЬКІСТЬ ітерацій може бути визначено ] ] наперед, або може встановлюватись динамічно за P{d =0/Y } l довності частковий декодер, де ( l ' є допомогою виявлення збіжності декодуваня імовірність того, що j-й інформаційний біт під час такту t є 0 обумовленим J-M (систематичним) бітом Декодер виробляє імовірну програмну інфородержаного з каналу зв'язку вихідного символу Yt P{d]=0/YL} Як інший приклад, програмна інформація, яку вимацію, яка є імовірносною функцією ( 1 ' , дають часткові декодери 24, може бути функцією тобто, умовною імовірністю того, що j-й біт даних у відношення імовірностей k-бітному символі, який надійшов на кодер під час такту t є 0 при умові, що на виході каналу одержа- РІҐІ A(rf/ но результати і ~^Уі= >Уь> Декодер може також за допомогою вирішуючого пристрою, що реалізує правило прийняття рішення, таке, як або як функція, подібна до логарифму відно1 ] - toL v t/ J шення імовірностей logfA(d )l Як показано, N-й частковий декодер має також другий вихід, тобто другу функцію від умовних імовірностей значень декодованих бітів або вищезгаданих відношень імовірностей Прикладом цієї другої функції є добуток Pl { d ] = 0 / Y L } t ! ' та апріорної о/1*! додатково видавати детерміновану інформацію, яка є функцією від його програмованих ре d]=0 імовірності того, що t , одержаної з попереднього часткового декодеру Декодер для паралельно конкатенованих кодів працює ітеративно наступним чином Перший частковий декодер (декодер 1) обчислює набір програмних значень для послідовності інформаційних бітів, закодованих першим частковим кодером, виходячи з одержаного закодованого слова та будь-якої апріорної інформації про передані інформаційні біти Під час першої ітерації, якщо нема апріорної інформації про статистичні характеристики джерела інформації, припускається, що біти можуть з рівною імовірністю бути 0 або 1 (тобто, L зультатів Тобто, якщо d]=0 1 , якщо p{dj=O/Y, } > тоді , тоді d]=l t , інакше випадково надається значення 0 або 1 У типових турбо декодерах використовуються або maximum a posteriori (MAP) декодери, в яких максимум взято з минулого досвіду, такі, як описано у L R Bahl, J Соске, F Jehnek and J Raviv, "Optimal Decoding of Linear Codes for Minimizing Symbol error Rate," IEEE Transactions of Information 13 44779 14 Theory, March 1974, pp 284-287, або декодери, у систематичного згортаючого кодера із відтинанням яких для одержання імовірних програмних резульзакінчень із кодовим коефіцієнтом = 1/2 та пам'ятатів використовується алгоритм Вітербі (soft тью = m для використання у схемі паралельно output Viterbi algorithm, SOVA декодери), які навеконкатенованого згортаючого кодування (РССС) дено J Hagenauer and P Hoeher "A Viterbi цього винаходу У подальшому викладенні нехай Algorithm with Soft-Decision Outputs and its (n, k, m) кодер визначає кодер, в якому ВХІДНІ СИМApplications, 1989 IEEE Globecom Conference, pp ВОЛИ складаються з k біт, ВИХІДНІ СИМВОЛІ склада1680-1686 MAP декодер видає імовірність того, ються з п біт, a m дорівнює пам'яті кодера у кщо значення декодованого біта є 0 або 1 В свою бітних символах 3 метою ілюстрації фіг 3 накресчергу, SOVA декодер типово підраховує віднолено для двоїчних вхідних символів, тобто k = 1 шення імовірностей Але цей винахід можна застосовувати у випадку будь-яких значень k, n та m Спочатку перемикач 50 знаходиться у нижній і*{дєкодований біт є і} позиції, і L вхідних бітів всуваються у регістр зсуву р{декодований біт є 0} 52, по k за один раз (один вхідний символ за раз у цьому прикладі) Після завантаження І_-го біту у для кожного декодованого біта Очевидно, що декодер перемикач переміщується у верхню позице відношення імовірностей може бути отримано з цію, і зі зсуву першого біту з другого зсувного регіР {декодований біт є 0} та навпаки, користуючись стру 54 у нерекурсивний систематичний кодер Р {декодований біт є 0}=1- Р {декодований біт є 1} починається кодування, у цей час стан кодера є Було встановлено, що використання у МАР або {b|_, b|_i, , b|_(kmi)} У цьому прикладі вихід кодера SOVA декодерах логарифму відношення імовірноскладається з чергового вхідного біту та біту контстей, тобто ролю парності, що формується у блоці 56 (у цьому прикладі показано як складання по модулю 2), як Р{декодований біт є 1} функція стану кодера та чергового вхідного символу Кодування закінчується, коли І_-й біт закодо{декодований біт є 0} вано має деякі переваги при підрахунках Друга частина цього винаходу, ВІДПОВІДНИЙ деБуло продемонстровано, що користь від кодукодер для описаного вище паралельно конкатеновання (здібність до виправлення помилок), що ваного кодера, містить у собі циклічний МАР декоодержується при застосуванні турбо кодів, значно дер, який був описаний авторами цього винаходу в знижується із зменшенням розміру блоку даних широко ВІДОМІЙ сумісній патентній заявці США № Декілька авторів вважають таку поведінку безпо(RD-24,923), на яку додається посилання Зокресереднім наслідком властивостей RSC кодів Було ма, у патентній заявці США № (RD-24,923) був показано, що кодова відстань RSC коду збільшуописаний циклічний МАР декодер для декодуванється із збільшенням довжини блоку даних І наня згортаючих кодів із відтинанням закінчень Циквпаки, мінімальна кодова відстань RSC коду зі лічний МАР декодер може видавати споживачеві зменшенням довжини блоку даних зменшується даних оцінене значення закодованого блоку разом Другою проблемою є труднощі з закінченням всіх з інформацією про достовірність, наприклад, проRSC кодів, з яких складається схема турбо кодуцесору сигналів синтезування мови, при викорисвання, внаслідок чергування На жаль, ШКІДЛИВІ танні для маскування помилок передачі, або проефекти, що виникають при незакінченій ПОСЛІДОВцесору протоколу передачі пакованих даних, як НОСТІ або при накладенні обмежень на конструкцію міру імовірності помилки у блоці, при використанні чергувателя, є значними та навіть збільшуються зі для прийняття рішення про повторний зазменшенням довжини блоку даних пит блоку Згідно З ЦИМ винаходом, у паралельно конкаЗокрема, як описано у патентній заявці США тенованій згортаючій схемі кодування як складові № (RD-24,923), циклічний МАР декодер для решітвикористовуються нерекурсивні систематичні згокових кодів із виправленням помилок, в яких викортаючі коди з відтинанням закінчень Використанристовується відтинання закінчень, видає програня кодів з відтинанням закінчень вирішує проблемовані результати Циклічний МАР декодер видає му закінчення вхідних послідовностей даних при оцінки імовірностей станів на першій фазі решітки, турбо кодуванні, завдяки чому уникається зниженякі заміщують апріорні ВІДОМОСТІ про початковий ня продуктивності ВІДПОВІДНОГО декодера на малих стан у звичайному МАР декодері Циклічний МАР повідомленнях Хоч NSC коди є загалом слабкідекодер визначає розподіл імовірностей початкошими від RSC кодів при однаковому обсязі пам'яті, вого стану будь-яким з двох засобів У першому вільна кодова відстань NSC коду є менш чутливою виконується роз'вязання задачі про знаходження до довжини блоку даних ВІДПОВІДНО, паралельно власного значення, ВІДПОВІДНИЙ ДО ЯКОГО власний конкатеноване кодування з використанням NSC вектор і є шуканий розподіл імовірностей початкокодів порівняно з використанням RSC кодів при вого стану, маючи ВІДОМОСТІ про початковий стан, однаковому обсязі пам'яті для повідомлень, короциклічний МАР декодер виконує подальше декотших, ніж наперед визначений граничний розмір дування у ВІДПОВІДНОСТІ до звичайного алгоритму блоку даних, повинно дати кращі результати ПроМАР декодування Другий спосіб базується на редуктивність залежитиме від припустимої КІЛЬКОСТІ курсм, ітерації якої збігаються до розподілу початпомилок у декодованих бітах, бажаних кодового кового стану Після достатньої КІЛЬКОСТІ ітерацій коефіцієнту та пам'яті стан циклічної ПОСЛІДОВНОСТІ станів стає відомим з великою імовірністю, і циклічний МАР декодер На Фіг 3 наведено приклад нерекурсивного 15 виконує подальше декодування у ВІДПОВІДНОСТІ ДО звичайного алгоритму МАР декодування Метою звичайного алгоритму МАР декодування є знаходження умовних імовірностей Р {стан m під час такту t / одержані з каналу дані уі, ,yL> Величина L у цьому виразі репрезентує довжину блока даних, надану у КІЛЬКОСТІ закодованих символів (Кодер для (п, к) коду працює над кбітними вхідними символами та видає n-бітні ВИХІДНІ символи ) Величина yt є символом, одержаним з каналу зв'язку під час такту t Алгоритм МАР декодування спочатку фактично знаходить імовірності тобто, об'єднану імовірність того, що St, стан кодеру під час такту t, є m і з каналу зв'язку надійшов набір символів і ~^Уі= >Уь> Це є бажані (PfYL) імовірності, помножені на сталу ^'• 1 і > , імовірність одержання з на виході з каналу набору (У. ,Уь» Тепер визначимо елементи матриці П l~t(i,j) - Р {стан j під час такту t, yt / стан і під час такту t-1} Матриця П обчислюється, як функція від імовірності зміни стану каналу R(Yt,X), імовірності pt(m / гтї) того, що кодер перейде із стану т ' до стану m під час такту t, і імовірності qt(X / m',m) того, що вихідний символ кодера є X при умові, що попередній стан кодера був т', а сучасний стан кодера є m Зокрема, кожний елемент П обчислюється сумуванням всіх можливих виходів кодера X наступним чином МАР декодер обчислює L цих матриць, по одній на кожній фазі решітки Вони формуються залежно від одержаних з каналу символів і властивостей розгалуджень решітки обраного коду Далі визначимо М елементів об'єднаної імовірності вектора-рядка at, як а,(і) = Р'{стан} підчас такту t; у•„ .,у,) (3) та М елементів умовної імовірності векторастовбчика pt, як Ш = Р{У,*„ ,Уі/ стан j пщ час такту t} (4) для j = 0,1, ,(М-1), де М дорівнює числу станів кодера (Зверніть увагу, що матриці та вектори визначені жирним шрифтом) Алгоритм МАР декодування складається з наступних кроків (І) Обчислити си, ,сі|_ за допомогою прямої рекурсм а, = а,, Гр {5} t = 1, .,L (II) Обчислити pi, , pi L , за допомогою зворотної рекурсм Д=Л+ІД„, t = L-1, 16 44779 ,1. (III) Обчислити елементи At як (6) W = aiO 0,0), УСІ К t = 1,. ,L (7) (IV) Знайти необхідні співвідношення величин Нехай, Q }Q\ наприклад, * є множина ОКІП V. Q2 станів Q> l ~ l f t> ' t -t так, що j-й елемент St, дорівнює нулеві Для звичайного не рекурсивного реші] ] S =d ткового коду t t j-й біт даних під час такту t Таким чином, імовірні програмні результати декодування t :*.м І P\Y'\ Г І \ І ] Ч, ДЄ m визначає індекс, що відповідає стану St Детерміновані результати декодування або декодовані значення бітів одержуються шляхом застоp{d{=0/Y 1 L } сування до наступного правила 0/'¥/• \ як імовірних програмних результатів декодування Другою корисною функцією від Р { dj = 0 / log відношення Імовірностей = log Альтернативно, функцією для використання у блоці 154 може бути просто одинична функція, так що програмовані результати декодування є р { а ; = о / YtL} інша реалізація циклічного МАР декодеру визначає розподіл імовірностей станів за допомогою методу рекурсм Зокрема, в одній з реалізацій (метод динамічної збіжності), рекурсія продовжується до виявлення збіжності у декодері У цьому методі рекурсм (або динамічної збіжності), кроки (II) та (III) 20 19 44779 з описаного вище метода власного вектора змі/ N o для поступово зростаючих глибин загортання нюються наступним чином Мінімальна глибина загортання декодеру, яка забезпечує мінімальну імовірність помилки декоду(II а) Починаючи з сіо, що дорівнює (1/М, ,1/М), вання біту для заданого Еь / No, може вважатися де М є КІЛЬКІСТЬ станів решітки, виконати L раз знайденою, якщо подальше зростання глибини пряму рекурсію Нормалізувати результати так, загортання не веде до зменшення імовірності пощоб елементи кожного нового at давали у сумі милки одиницю Зберегти всі L векторів at (II b) Поклавши ao рівним ai_ з попереднього Якщо прийнятним є рівень помилок декодукроку та починаючи з t = 1, обчислити перші вання біта, який вище, ніж досяжний при заданому Еь/ No мінімумі, можливо зменшити необхідну КІЛЬКІСТЬ фаз решітки, що їх виконує циклічний МАР t _ векторів імовірності знову Тобто, підрадекодер Зокрема, наданий вище пошук глибини м і загортання можна просто припинити після досягa, ( m )= S а, , (і )у, (і, т ) хувати ' і-о t - i v / r \ > > д л я т = 0 , 1 , , Мнення бажаної середньої імовірності помилки декодування біта L,w L, Л w 1 та t = 1, 2, , 4 де ™ , де ™ є прийнятною Інший шлях визначення глибини загортання мінімальною кількістю фаз решітки Нормалізуванаданого коду полягає в застосуванні властивости, як і раніше Зберегти лише саму останню мнотей кодової відстані Щоб вести далі, необхідно жину з L векторів at, знайдених за допомогою реввести два окремих поняття глибин розв'язку декодеру Як використовується далі, вислів "коректкурсм у кроках (II а) та (II Ь), і ний шлях" визначає ПОСЛІДОВНІСТЬ станів або шлях знайдений раніше під час кроку (II а) крізь решітку, який проходиться при кодуванні блоку бітів даних Вислів "некоректна підмножина вершини" відноситься до множини всіх некорект(II с) Порівняти L -- , знайдену на кроці (II Ь) них розгалужень решітки в бік вершин та їх нащадіз множиною, знайденою раніше під час кроку (II а) ків, що не належать до коректного шляху Обидві Якщо різниця між М ВІДПОВІДНИМИ елементами визначені нижче глибини розв'язку залежать від a згортаючого кодера нового та старого -- є прийнятне малою, переГлибини розв'язку визначаються наступним йти до кроку (IV), який було описано вище В інчином шому випадку виконати крок (II d) (I) Визначити передню глибину розв'язку для (II d) Покласти t = t + 1 та підрахувати at = at 1, виправлення є помилок, LF(e), як першу глибину в П Нормалізувати, як і раніше Зберегти лише саму решітці, при якій всі шляхи з некоректної підмноостанню множину з L обчислених векторів at, і жини початкової вершини коректного шляху, незаа^знайдених раніше під час кроку (II а) лежно від того, з'єднуються вони пізніше з корект(II є) Порівняти нові вектори at із множиною, ним шляхом чи ні, проходять далі, ніж відстань яку було знайдено раніше Якщо різниця між М Хамінга 2е від коректного шляху Значення LF(e) новими та старими at є прийнятно малою, перейти полягає в тому, що якщо попереду початкової ведо кроку (IV) В іншому випадку виконати крок ршини знаходиться є або менше помилок, і відо(II d), якщо два останніх вектори не дають прийнямо, що декодування починається з неї, то декодер тної різниці та глибина рекурсм не перевищує замусить виконати декодування без помилки Форданого максимуму (типово 2І_), інакше перейти до мальне табулювання передньої глибини розв'язку кроку (IV) для згортаючих кодів було зроблено J В Anderson Далі, щоб сформувати імовірні програмні реand K Balachandran in "Decision Depths of зультати та ВИХІДНІ біти циклічного МАР декодеру Convolutional Codes", IEEE Transactions on в цьому методі виконуються кроки (IV) та (V), які Information Theory, vol IT-35, pp 455-59, March було надано раніше під час опису методу власного 1989 Декілька властивостей LF(e) було розкрито у вектору цій роботі та також у J В Anderson and S Mohan В інший можливій реалізації циклічного МАР Source and Channel Coding — An Algorithmic декодеру, як описано у патентній заявці США № Approach, Kluwer Academic Publishers, Norwell, MA, (RD-24,923), наданий вище метод рекурсм модифі1991 Головною серед цих властивостей є те, що ковано таким чином, що декодеру необхідно викоіснує просте лінійне співвідношення між LF та є нати вдруге лише фіксовану, наперед визначену наприклад, для кодів із коефіцієнтом 1/2 LF приКІЛЬКІСТЬ фаз решітки, тобто наперед визначено близно дорівнює 9 08е глибину загортання Це надає переваги при реалізації, тому що необхідна для декодування КІЛЬКІСТЬ (II) Далі визначити неконкатеновану глибину підрахунків є такою ж самою для будь-якого закорозв'язку для виправлення є помилок, LU(e), як дованого блоку повідомлення Як наслідок, зменпершу глибину в решітці, при якій всі шляхи в решується складність апаратної та програмної реалішітці, які ніколи не перетинаються з коректним зацій шляхом, проходять далі, ніж відстань Хамінга 2е вбік від коректного шляху Одним з шляхів оцінити необхідну глибину загортання для МАР декодування згортаючого коду Значення LU(e) для програмованого циклічноіз відтинанням закінчень є визначення її за допого МАР декодування полягає в тому, що імовірмогою апаратних або програмних експериментів, ність опинитися на дійсно переданому шляху є для чого потрібно реалізувати циклічний МАР дедуже високою після виконання декодером LU(e) кодер із змінною глибиною загортання та провести фаз решітки Таким чином, мінімальна глибина виміри рівня помилок декодування біту відносно Еь загортання для циклічного МАР декодування є t V t 21 44779 22 LU(e) Підрахунки глибини LU(e) показують, що тору вона завжди більша, ніж LF(e), але піддається тій На Фіг 5 наведено спрощену блок-схему циксамій приблизній ОЦІНЦІ 3 цього виходить, що мілічного МАР декодеру 180 згідно з реалізацією німальна глибина загортання може бути оцінена, цього винаходу Декодер 180 складається з обчияк передня глибина розв'язку, якщо неконкатенослювача 182 П, який обчислює П як функцію від вана глибина розв'язку коду невідома отриманих з каналу даних yt Отримані з каналу Знайшовши мінімальну неконкатеновану глидані у,, ,уі_ надходять на обчислювач П через пебину розв'язку для наданого кодеру, ми знаходимо ремикач 184 Коли перемикач знаходиться у нижнайменшу КІЛЬКІСТЬ фаз решітки, які має виконати ній позиції, L одержаних з каналу символів надхореальний циклічний декодер, що видає програмодять у обчислювач 182 П та зсувний регістр 186, вані результати Алгоритм знаходження LF(e), пепо одному символу за раз Потім перемикач 184 редньої глибини розв'язку був наданий J В переміщується у верхню позицію, щоб дозволити Anderson and K Balachandran in "Decision Depths of зсув перших l_w отриманих символів із зсувного Convolutional Codes", яка цитувалася раніше Для регістру у обчислювач П знову, тобто, щоб забеззнайдення LU(e) печити роботу обчислювача Обчислювач П отри(I) Продовжити кодову решітку зліва направо, мує на вхід від пам'яті 130 імовірність зміни стану водночас починаючи у всіх вершинах решітки, за каналу R(Yt,X), імовірність pt(m / m') того, що кодер виключенням вершини нульового стану перейде із стану пї до стану m під час такту t, та (II) Для кожного рівня, видалити всі шляхи, які імовірність qt(X / m',m) того, що вихідний символ з'єднуються з коректним (цілком нульовим) шлякодера є X при умові, що попередній стан кодера хом, не продовжувати ніяких шляхів вбік від вербув пї, а сучасний стан кодера є m Обчислювач П шини коректного (нульового) стану обчислює кожний елемент П сумуванням всіх мо(III) Для рівня к, знайдіть найменшу відстань жливих виходів кодера X у ВІДПОВІДНОСТІ ДО рівХамінга, або вагу, серед шляхів, ЯКІ скінчаються у няння (2) вершинах цього рівня Обчислені величини П надходять на обчислю(IV) Якщо найменша відстань перевищує 2е, вач матричного добутку 190, який перемножує зупиніться Тоді, LU(e) = k матрицю П та матрицю сім, що відбувається рекуЯк описано у патентній заявці США № (RDрсивно за допомогою контуру затримки 192 та де24,923), експерименти з комп'ютерним моделюмультиплексора 194 Коли t = 1, сигнал керування ванням призвели до двох непередбачених резульCNTRL1 спричинює вибір демультиплексором 194 татів (1) обробка pt з загортанням підвищує проматриці сіо з пам'яті 196, як одного з аргументів дуктивність декодера, та (2) використання глибини обчислювача добутку матриць 190 Коли 2 s t s L, загортання LU(e) + LF(e) = 2 LF(e) значно підвищує сигнал керування CNTRL1 спричинює вибір депродуктивність мультиплексором 194 матриці at і з контуру затриОтож, краща реалізація алгоритму циклічного мки 192, як одного з аргументів обчислювача доМАР декодування, який базується на рекурсм, бутку матриць 190 Величини П та at складається із наступних кроків зберігаються у пам'яті 196 у ВІДПОВІДНОСТІ З алго(I) Обчислити П для t =1, 2, L ВІДПОВІДНО ДО ритмом рівняння (2) Вектори pt обчислюються рекурсивно у обчис(II) Починаючи з сіо, що дорівнює (1/М, ,1/М), лювачі матричного добутку 200 за допомогою конце М є КІЛЬКІСТЬ станів решітки, виконати пряму туру затримки 202 та демультиплексора 204 Коли рекурсію згідно з рівнянням (5) (L + l_w) разів для u t = L - 1, сигнал керування CNTRL2 спричинює ви= 1,2, , (L + l_w), де l_w є глибина загортання декодеру Індекс рівня решітки t приймає значення ((и бір демультиплексором 204 матриці pt+i з пам'яті 1) mod L) + 1 КОЛИ відбувається циклічне повер196, як одного з аргументів обчислювача добутку нення декодером одержаної з каналу ПОСЛІДОВНОСматриць 200 Коли L - 2 £ t £ 1, сигнал керування ТІ СИМВОЛІВ, сі|_ використовується як сіо НормалізуCNTRL2 спричинює вибір демультиплексором 204 вати результати так, щоб елементи кожного матриці pt+i з контуру затримки 202, як одного з нового at, давали у сумі одиницю Зберегти L сааргументів обчислювача добутку матриць 200 мих останніх векторів at, знайдених за допомогою Отримані величини pt перемножуються з величицієї рекурсм нами at, одержаними з пам'яті 196, в обчислювачі добутку елементів, щоб отримати величини At, як (III) Починаючи з рі_ рівних (111 1)т, виконати зворотнурекурсію згідно рівняння (6) (L + l_w) разів описано вище Таким самим чином, як було опидля u = 1, 2, , (І_ + l_w) Індекс рівня решітки t присано раніше із посиланням на Фіг 4, величини At ймає значення L - (u mod L) Коли відбувається надходять на обчислювач імовірності значення циклічне повернення декодером одержаної з кадекодованого біту 150, вихід якого потрапляє на налу ПОСЛІДОВНОСТІ символів, рі використовується, пороговий вирішуючий пристрій 152, даючи декояк PL+I, а П використовується, як П_+і при підрахудовані декодером ВИХІДНІ біти нках нового рі_ Нормалізувати результати так, щоб Імовірність того, що декодований біт є нуль елементи кожного нового pt, давали у сумі одинир і А) _ п / v L \ цю Знову зберегти L самих останніх векторів pt, tut ч j _ як також показано на фіг 5, подазнайдених за допомогою цієї рекурсм ється на блок функції передбачених результатів Наступний крок покращеного методу рекурсм 154 для отримання функції від імовірності, тобто, для отримання результатів передбачення та деко/ ( p { d ] =0/Y L , такої, як, наприклад дованих бітів є таким самим, як і крок (V), описаний вище при викладенні методу власного век 23 відношення імовірностей 44779 \~PUf =0/Y/ />{ • 01Y* Альтернативною функцією для використання у блоці 154 може бути просто одинична функція, так що програмовані результати декодування є p{d(=0/Y,L} Згідно З ЦИМ винаходом можливо збільшити кодовий коефіцієнт паралельно конкатенованої схеми кодування, в якій використовують нерекурсивні систематичні коди із відтинанням закінчень, видаляючи складеного формувачем закодованого слова окремі відібрані біти у ВІДПОВІДНОСТІ ДО належним чином вибраного шаблону, перед тим, як передавати біт складеного закодованого слова по каналу зв'язку Ця техніка відома, як "проріджування" Шаблон цього проріджування також відомий і декодер функціонування декодеру перетворювач складеного закодованого слова у частково закодовані слова просто надає нейтральних значень кожному прорідженому біту під час формування одержаних частково закодованих слів Наприклад, нейтральні значення для випадку передачі сигналу з другого кінця каналу із адитивним білим Гаусовим шумом Решту операцій декодер виконує так, як було описано раніше До цього часу звичайно вважалось, що нерекурсивні систематичні згортаючі коди не слід використовувати як складові коди у паралельно конка 24 тенованш схемі кодування завдяки кращим властивостям кодової відстані RSC кодів для порівняно великих довжин блоків даних, як сповіщається, наприклад, у S Benedetto and G Montorsi, "Design of Parallel Concatenated Convolunonal Codes," IEEE Transactions on Communications, що буде опубліковано Але, як було описано вище, винахідники визначили, що мінімальна відстань NSC коду є менш чутливою до довжини блоку даних, і тому може переважно використовуватись у комунікаційних системах, які передають короткі блоки бітів даних крізь канали з сильними шумами Крім того, винахідники визначили, що використання кодів із відтинанням закінчень вирішує проблему закінчення вхідних послідовностей даних у турбо кодах Використання згортаючих кодів з відтинанням закінчень, як складових у паралельно конкатенованій схемі кодування ще не пропонувалося Отже, у цьому винахід пропонується паралельно конкатенована нерекурсивна систематична згортаюча схема кодування з відтинанням закінчень, з декодером, що складається з циклічних МАР декодерів для декодування складових згортаючих кодів із відтинанням закінчень, для забезпечення кращої продуктивності на коротких блоках даних порівняно із звичайними турбо схемами кодування, яка вимірюється, як відношення КІЛЬКОСТІ помилково декодованих бітів до відношення сигнал/шум Незважаючи на те, що тут були показано та описано кращі шляхи до реалізації цього винаходу, зрозуміло, що ці реалізації надані тільки, як приклад Численні варіанти, зміни та заміщення будуть зроблені тими, хто має певні навички цієї роботи, не відходячи від самого винаходу ВІДПОВІДНО, вважається, що цей винахід обмежений тільки сенсом та межею застосування доданих формул 25 44779 Плок б і т мілині ли и их ї джерел я ФІГ. 1 26 27 44779 28 глини nu 1 Пором іжиик . ХИЛИМ Г СКЛПЛОМК 1 \_\ 14 24 колоких сліп і 22 1 * *• Декодер Переміжних 2 2 ч^ •\ Одержаної одіялу і * СКЛІ) ЛГИ С КОПОПС слопо t 14 * Переміжний N-1 N•1 14 24 ЗооропнА пвовижінк N 2 L 2В ІГлаїслскоповяниІ ЗаеропвЛ пообиіжмми, N-1 ! зо пареи/жнт N-2 1 ЗО ФІГ. 2 Фіг. З зо 29 44779 ЗО 130 Фіг. 4 Фіг. 5 ДП «Український інститут промислової власності» (Укрпатент) вул Сім'ї Хохлових, 15, м Київ, 04119, Україна (044) 456 - 20 - 90