Итерационные алгоритмы порогового декодирования

Итерационные алгоритмы порогового декодирования

Рассмотрим возможные варианты реализации итерационных пороговых алгоритмов декодирования сверточных кодов, позволяющие либо улучшить ка­чество декодирования (получить энергетический выигрыш) в каналах низкого качества, либо увеличить вычислительную скорость декодирования.

Основными алгоритмами итерационного порогового декодирования свер­точных кодов являются непрерывный и блочный алгоритмы. Они различаются тем, что непрерывный декодер в процессе анализа синдрома ошибки сохраняет все связи между элементами синдрома независимо от номера итерации и реали­зацией процесса декодирования: посимвольно или поблочно. Блочный декодер выполняет все итерации декодируемого блока, прежде чем начинается декоди­рование следующего блока, в результате ненулевые символы синдрома, обу­словленные ошибками в последующем блоке, не корректируются обратной свя­зью и могут стать причиной ложной коррекции ошибок («граничный эффект»).

Рассмотрим работу непрерывного и блочного декодеров на примере свёр­точного кода R=1/2. Функциональные схемы декодеров для канала с жёстким решением приведены на рисунках 1 и 2.

Декодируемый блок двоичных символов (в непрерывном декодере это мо­жет быть один кадр) кода записывается в оперативное запоминающее устройст­во (накопитель канала) ОЗУ-1; на выходе ОЗУ-1 символы разделяются на ин­формационные и проверочные. Информационные символы записываются в на­копитель ОЗУ-2, емкость которого у непрерывного декодера должна быть равна (у+1)*k , а у блочного декодера – 2k, где у- число итераций, k- число информа- ционных символов в декодируемом слове. Кроме того, информационные и про­верочные символы поступают в регистр синдрома (РС), где вычисляется син­дром ошибки .S(x), который в непрерывном декодере подаётся в анализатор син­дрома АС-1 или в блочном декодере через буфер синдрома (БС) в АС; БС ис­пользуется для хранения и коррекции синдрома ошибок следующего блока в процессе итераций.

Пороговые устройства (ПУ) в соответствии с производящим многочленом g(х) определяют вес проверки В, для каждого информационного символа r де­кодируемого блока на каждой итерации у

и сравнивают его с уровнем порога Ту.

Если Bij > Ту, то ошибка обнаружена, на выходе ПУ формируется символ "1" (иначе символ "0"), который по цепи обратной связи стирает синдром обна­руженной ошибки в АС и подаётся в решающее устройство (РУ) цепи коррек­ции ошибки. РУ на основе данных, полученных от ПУ после у итераций, выно­сит решение о необходимости коррекции i-го символа декодируемого блока, находящегося в ОЗУ-2. Когда декодирование всех символов блока заканчивает­ся и они считываются из ОЗУ-2, из ОЗУ-1 в ОЗУ-2 записывается новый блок информационных символов, одновременно в РС формируется соответствующий синдром ошибок и так далее.

Непрерывный декодер для каждой итерации использует отдельный анали­затор синдрома, блочному декодеру достаточно одного анализатора, но необхо­дим БС для обеспечения непрерывности анализа синдромов ошибок соседних блоков. Блок управления обеспечивает временную синхронизацию (начало ра­боты кодера и декодера должны совпадать с точностью до одного символа кода) и управление режимами работы всех устройств декодера. Алгоритм работы это­го блока существенно влияет на скорость работы всею декодера.

В отличие от непрерывного декодера длина декодируемого блока в блоч­ном декодере не может быть произвольной, гак как это существенно влияетнавероятность ошибки декодирования

Если длина блока меньше длина кодового слова обратная связь в декодере используется не эффективно, не в полной мере используются свойства кода как сверточного; если n_бл>n, вероятность ошибки де­кодирования медленно стремится к вероятности ошибки декодирования непрерывного декодера за счёт ослабления влияния "граничного эф­фекта" на стыке блоков, но слишком   длинный   блок   усложняет реализацию декодера; лучше заменить код на другой с большим кодо­вым ограничением.

Следовательно, блочный пороговый декодер всегда хуже непрерывного по качеству декодирования, но лучше тем, что декодирование каждою следующе­го блока начинается в менее «засоренном» анализаторе синдрома, что способ­ствует увеличению предельной вероятности Рп.

Однако, более эффективным методом увеличения предельной вероятности Pn, а следовательно и повышения энергетического выигрыша кода в каналах низкого качества, является изменение уровня порога на итерациях. Каким должен быть уровень порога на каждой итерации, можно определить по спектру весов проверок Bi,y.

Анализируя множество весов и распределение их вероятностей Р(Bi,y),

можно заметить следующее.

1 В множестве весов проверок наблюдаются все значения Bi,y в интервале от 0 до J как в канале с независимыми ошибками, так и с пакетами ошибок; при малом числе ошибок в блоке распределение вероятностей весов двухмодально, при большом числе ошибок - одномодально, исчезают нулевые и большие веса, близкие к J, среднее значение веса проверок увеличивается, причём такое со­четание ошибок, как правило, не исправляется. Поэтому эти свойства распреде­ления весов проверок могут использоваться для отказа от декодирования и формирования соответствующего сигнала стирания.