RU2103818C1 - Способ контроля состояния канала передачи данных по вероятности необнаруженной ошибки - Google Patents
Способ контроля состояния канала передачи данных по вероятности необнаруженной ошибки Download PDFInfo
- Publication number
- RU2103818C1 RU2103818C1 RU92015953A RU92015953A RU2103818C1 RU 2103818 C1 RU2103818 C1 RU 2103818C1 RU 92015953 A RU92015953 A RU 92015953A RU 92015953 A RU92015953 A RU 92015953A RU 2103818 C1 RU2103818 C1 RU 2103818C1
- Authority
- RU
- Russia
- Prior art keywords
- code
- probability
- error
- decoding
- errors
- Prior art date
Links
Images
Landscapes
- Detection And Prevention Of Errors In Transmission (AREA)
Abstract
Изобретение относится к электросвязи. На передаче блоки информации кодируют М-каскадным кодом, а на приеме декодируют поэтапно, завершая декодирование либо при обнаружении ошибок, либо по окончании М-го этапа. На интервале контроля для каждого этапа декодирования подсчитывают число блоков с обнаруженными ошибками, по которым определяют вероятность необнаруженной ошибки для каждого из этапов с первого по (М-К)-й и прогнозируют с помощью математического выражения вероятность необнаруженной ошибки для каждого из этапов с (М-К+1)-го по М-й как функцию двух параметров - количества контрольных символов и кратности гарантированно обнаруживаемых ошибок соответствующих каскадов кода, чем достигается повышение точности контроля состояния канала передачи данных по вероятности необнаруженной ошибки. 2 ил., 1 табл.
Description
Изобретение относится к электросвязи и может использоваться в системах передачи данных для оценки качества канала связи по вероятности необнаруженной ошибки и выбора требуемых параметров помехоустойчивого кодирования.
Известен способ оценки вероятности необнаруженной ошибки, основанный на определении ее с использованием выражения:
PНО = 2-(п-к)•(1-РБО),
где4 n - длина кодовой комбинации; k - количество информационных символов кода; (n-k) - количество контрольных символов кода; PБО - вероятность безошибочного приема кодовой комбинации (Коржик В.И., Финк Л.М., Помехоустойчивое кодирование дискретных сообщений в каналах со случайной структурой. Статистическая теория связи. Вып. 4. - М.: Связь, 1975).
PНО = 2-(п-к)•(1-РБО),
где4 n - длина кодовой комбинации; k - количество информационных символов кода; (n-k) - количество контрольных символов кода; PБО - вероятность безошибочного приема кодовой комбинации (Коржик В.И., Финк Л.М., Помехоустойчивое кодирование дискретных сообщений в каналах со случайной структурой. Статистическая теория связи. Вып. 4. - М.: Связь, 1975).
В системах передачи данных с высокой степенью защиты от ошибок PОО >> PНО, (1-PБО) = PОО+PНО ≈ PОО, где вероятность обнаруженных ошибок определяется как 
Однако данная оценка является слишком грубой и не учитывает ни весовой структуры помехоустойчивого кода, ни характеристик потока ошибок в дискретном канале связи.
Однако данная оценка является слишком грубой и не учитывает ни весовой структуры помехоустойчивого кода, ни характеристик потока ошибок в дискретном канале связи.
Наиболее близким к предлагаемому способу является способ контроля состояния канала передачи данных, основанный на процедуре поэтапного декодирования каскадного кода с обнаружением ошибок и использованием статистики обнаруженных ошибок по каждому этапу декодирования для оценки вероятности необнаруженной ошибки:
где NΣ - общее количество принятых блоков; Nooi - количество кодовых блоков, принятых с обнаруженными ошибками; i = 1...М - номер этапа декодирования (авт. св. СССР N 1594708, кл. H 04 B 3/46 1990).
где NΣ - общее количество принятых блоков; Nooi - количество кодовых блоков, принятых с обнаруженными ошибками; i = 1...М - номер этапа декодирования (авт. св. СССР N 1594708, кл. H 04 B 3/46 1990).
Оценка вероятности необнаруженной ошибки основывается на том, что вероятность обнаружения ошибок на каждом последующем этапе декодирования является величиной, на которую уменьшается вероятность необнаруженных ошибок по отношению к предыдущему этапу декодирования:
Оценка вероятности необнаруженной ошибки - PНО как функции количества контрольных символов кода - r в точке
осуществляется либо путем линейной аппроксимации PНО в логарифмическом масштабе
где i - номер этапа декодирования, для которого осуществляется оценка; k - количество этапов декодирования? дополнительно необходимых для обеспечения требуемой точности контроля, либо определяется выражением:
где
- коэффициент пропорциональности, учитывающий уменьшение вероятности необнаруженной ошибки на один контрольный символ кода для (i-1)-го этапа декодирования.
Оценка вероятности необнаруженной ошибки - PНО как функции количества контрольных символов кода - r в точке
где i - номер этапа декодирования, для которого осуществляется оценка; k - количество этапов декодирования? дополнительно необходимых для обеспечения требуемой точности контроля, либо определяется выражением:
где
Для минимально необходимой двухэтапной процедуры декодирования
Данный способ контроля состояния канала передачи данных при оценке вероятности необнаруженной ошибки из всех параметров помехоустойчивого кода оперирует только с количеством контрольных символов и дает хорошие результаты по точности контроля при использовании дискретных каналов связи с пакетами ошибок. При более сложном характере потока ошибок в дискретном канале связи точность контроля может снижаться, а вероятность необнаруженной ошибки начинает в большей степени зависеть от кодового расстояния помехоустойчивого кода d. Аналогичный эффект проявляется и при введении до контроля достоверности информационного режима коррекции ошибок, например, мажоритарного декодирования. Мажоритарный декодер прореживает и декоррелирует поток ошибок.
Данный способ контроля состояния канала передачи данных при оценке вероятности необнаруженной ошибки из всех параметров помехоустойчивого кода оперирует только с количеством контрольных символов и дает хорошие результаты по точности контроля при использовании дискретных каналов связи с пакетами ошибок. При более сложном характере потока ошибок в дискретном канале связи точность контроля может снижаться, а вероятность необнаруженной ошибки начинает в большей степени зависеть от кодового расстояния помехоустойчивого кода d. Аналогичный эффект проявляется и при введении до контроля достоверности информационного режима коррекции ошибок, например, мажоритарного декодирования. Мажоритарный декодер прореживает и декоррелирует поток ошибок.
Задачей изобретения является повышение точности контроля состояния канала передачи данных по вероятности необнаруженной ошибки при использовании дискретных каналов связи со сложным характером потока ошибок.
Повышение точности контроля достигается тем, что в способ контроля состояния канала передачи данных, включающий формирование на передаче блоков информации, кодирование их М-каскадным кодом, обнаруживающим ошибки, передачу по дискретному каналу связи последовательности кодовых блоков, на приеме декодирование каждого кодового блока осуществляют поэтапно и завершают либо по обнаружению ошибок на очередном этапе, либо после М-го этапа декодирования, в течение цикла контроля для каждого этапа декодирования подсчитывают количество кодовых блоков с обнаруженными ошибками, по которым определяют вероятность 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 по формуле, использующей статистику обнаруженных ошибок и количество контрольных символов кода по соответствующим этапам декодирования, дополнительно вводится параметр, характеризующий кодовое расстояние кода по соответствующим этапам декодирования.
Сущность предлагаемого способа контроля состояния канала передачи данных по вероятности необнаруженной ошибки состоит в следующем.
Для получения оценки вероятности необнаруженной ошибки как функции двух параметров -количества контрольных символов кода r и минимального кодового расстояния кода d используется статистика обнаруженных ошибок по этапам декодирования М-каскадного кода:
Каждому этапу декодирования соответствует код, который имеет свое количество контрольных символов Δri и гарантированно обнаруживает Δτi= di-1 ошибок, где di - минимальное кодовое расстояние данного кода, i - номер этапа декодирования, а знак Δ говорит о том, что указанные параметры являются соответствующими приращениями этих параметров для М-каскадного кода:
Оценка вероятности необнаруженной ошибки для каскадов кода с первого по (М-К)-й определяется как:
где K - минимально необходимое количество слагаемых (последующих этапов декодирования) для удовлетворения требуемой точности оценки.
Каждому этапу декодирования соответствует код, который имеет свое количество контрольных символов Δri и гарантированно обнаруживает Δτi= di-1 ошибок, где di - минимальное кодовое расстояние данного кода, i - номер этапа декодирования, а знак Δ говорит о том, что указанные параметры являются соответствующими приращениями этих параметров для М-каскадного кода:
Оценка вероятности необнаруженной ошибки для каскадов кода с первого по (М-К)-й определяется как:
где K - минимально необходимое количество слагаемых (последующих этапов декодирования) для удовлетворения требуемой точности оценки.
Оценка вероятности необнаруженной ошибки для последующих каскадов кода осуществляется следующим образом (фиг. 1).
Дополнительно для (М-К)-го этапа определяется вторая оценка вероятности необнаруженной ошибки через PНОМ-К-1 (на основе статистики обнаруженных ошибок) и зависимость PНО от приращения количества контрольных символов кода для (M-K)-го каскада:
Естественно PНОМ-К и
будут отличаться друг от друга, вторая не учитывает реальный характер потока ошибок и обнаруживающие свойства кода (М-К)-го этапа (кодовое расстояние).
Естественно PНОМ-К и
Для сравнительной оценки влияния этих факторов относительно фактического значения 
, полученного на основе статистики обнаруженных ошибок на последующих этапах декодирования, вводится коэффициент пропорциональности
учитывающий уменьшение вероятности необнаруженной ошибки на единицу приращения количества гарантированно обнаруживаемых ошибок кодом (M-K)-го каскада (Δσм-к= dм-к-1).
учитывающий уменьшение вероятности необнаруженной ошибки на единицу приращения количества гарантированно обнаруживаемых ошибок кодом (M-K)-го каскада (Δσм-к= dм-к-1).
Далее, полагая монотонный характер зависимости PНО, считаем, что
γм-к+1≈ γм-к
тогда вероятность необнаруженной ошибки для (M-K+1)-го этапа может быть определена как:
Для других возможных значений
вероятность необнаруженной ошибки относительно (М-К)-го этапа будет определяться по формуле:
При этом следует заметить, что Δr и Δσ являются взаимно зависимыми величинами, характеризующими параметры конкретного возможного кода, и могут задаваться только в паре.
γм-к+1≈ γм-к
тогда вероятность необнаруженной ошибки для (M-K+1)-го этапа может быть определена как:
Для других возможных значений
При этом следует заметить, что Δr и Δσ являются взаимно зависимыми величинами, характеризующими параметры конкретного возможного кода, и могут задаваться только в паре.
Совместный учет двух основных параметров помехоустойчивого кода - минимального кодового расстояния и количества контрольных символов по сравнению с прототипом, учитывающим только количество контрольных символов кода, позволяет существенно повысить точность оценки вероятности необнаруженной ошибки.
Предложенный способ контроля реализуется устройством контроля состояния канала передачи данных (фиг. 2.).
Устройство содержит М-каскадный декодер 1, счетчик 2 числа принятых блоков, группу счетчиков 3 числа блоков с обнаруженными ошибками для каждого каскада декодера 1, блок 4 сравнения, блок 5 управления, группу регистров 6 для временного хранения числа блоков с обнаруженными ошибками для каждого этапа декодирования, вычислитель (микроЭВМ) 7 для вычисления вероятностей необнаруженных ошибок и блок 8 регистрации и отображения состояния канала передачи данных.
Изобретение поясняется на фиг. 1 - 2.
Устройство 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 каскады декодирования. Одновременно в блоке 5 управления устанавливается начальный объем выборки по числу принятых блоков и код этого числа подается в блок 4 сравнения.
Далее начинается цикл контроля, в ходе которого на вход М-каскадного декодера 1 поступают кодовые блоки, сопровождаемые синхросигналом (СС). Одновременно синхросигналы приема кодовых блоков подаются на суммирующие вход счетчика 2 числа принятых блоков. Каждая кодовая комбинация сначала декодируется декодером 1 каскада и, если при декодировании обнаружатся ошибки, то дальнейшее декодирование прекращается и сигнал обнаружения ошибки суммируется первым счетчиком 3 числа блоков с обнаруженными ошибками. Если первый каскад декодера 1 ошибок не обнаружил, то кодовая комбинация передается во второй каскад декодера 1 и т.д. до обнаружения ошибок на одном из последующих этапов декодирования, либо до полного декодирования М-каскадным декодером 1 без обнаружения ошибок.
В течение цикла контроля в счетчиках 3 накапливаются данные о количество кодовых блоков, принятых с ошибками и обнаруженными на соответствующих этапах декодирования. Блок 4 сравнения сравнивает содержимое счетчика 2 числа принятых блоков с кодом начального объема выборки, поступающим из блока 5 управления и при совпадении формирует сигнал, по которому содержимое счетчиков 3 переписывается в соответствующие регистры 6 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 в регистрах 6 сравниваются с минимально допустимыми значениями. Если объем выборки оказывается недостаточным, 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 считывает параметры кодов М-каскадного декодера 1 и по рабочей программе последовательно для каждого этапа декодирования вычисляет оценку 
(i = 1...M-K) и прогноз 
для последующих этапов декодирования (i = M-K+1...М).
Результаты вычислений выдаются в блок 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.
Положительный эффект от предложенного способа контроля состояния канала передачи данных по вероятности необнаруженной ошибки подтверждается результатами имитационного статистического моделирования на примере минимально необходимой для контроля двухэтапной процедуры декодирования (M=2, K=l).
При выполнении условия Δr2≥ 3 , необходимого для получения приемлемой точности, вероятность необнаруженной ошибки 
в точке r2= Δr1+Δr2 и σ = Δσ1+Δσ2 = (d1-1)+(d2-1) определялась по формуле:
В качестве исходной модели дискретного канала связи взята модель Гильберта с двумя состояниями - хорошим, когда ошибок нет, и плохим, когда возникают независимые ошибки, имеющие вероятность 1-h, а вероятности смены состояний при передаче каждого символа характеризуются графом
Для моделирования задавались параметры модели, соответствующие невысокому качеству дискретного канала связи.
В качестве исходной модели дискретного канала связи взята модель Гильберта с двумя состояниями - хорошим, когда ошибок нет, и плохим, когда возникают независимые ошибки, имеющие вероятность 1-h, а вероятности смены состояний при передаче каждого символа характеризуются графом
Для моделирования задавались параметры модели, соответствующие невысокому качеству дискретного канала связи.
В качестве каскадного кода использована система вложенных циклических кодов (коды Хемминга, дополненные проверкой на четность (нечетность)). Во внутреннем кодеке (на первом этапе декодирования) использовался код с проверкой на четность (нечетность) g1(x) = x + 1; минимальное кодовое расстояние d1 = 2; количество контрольных символов Δr1= 1 . Во внешнем кодеке (на втором этапе декодирования) - код с образующим многочленом g2(x) в зависимости от длины информационной части кода k, с минимальным кодовым расстоянием d2 = 3.
На первом этапе декодирования минимальная кратность гарантированно обнаруживаемых ошибок равна Δσ1 =2-1=1, для второго этапа минимальная кратность гарантированно обнаруживаемых ошибок равна Δσ2 =3-1=2, в целом такая система вложенных кодов гарантированно обнаруживает трехкратные ошибки σ = Δσ1+Δσ2 = 1+2=3
Данный вариант каскадного кода обеспечивает минимальное время контроля для набора необходимой статистики
.
Данный вариант каскадного кода обеспечивает минимальное время контроля для набора необходимой статистики
Имитационное статистическое моделирование проводилось как на исходном дискретном канала, так и с применением предварительной коррекции ошибок мажоритарным декодером о выборкой 2 из 3 и 3 из 5. Сведения о результатах моделирования приведены в таблице.
В таблице приняты следующие обозначения: PHOR - оценка PНО, полученная с использованием только количества контрольных символов кода, PHOD - оценка PНО, полученная с использованием двух параметров кода r и σ = d-1, PHOF - фактическая частость необнаруженных ошибок, полученная при моделировании,
соответственно представляют относительную погрешность оценок, полученных известным способом (3) и предлагаемым способом (6).
соответственно представляют относительную погрешность оценок, полученных известным способом (3) и предлагаемым способом (6).
Усредненные значения относительных погрешностей при использовании дискретных каналов связи невысокого качества, для разных кодов и разных процедур декодирования показывают, что предложенный способ контроля канала передачи данных по вероятности необнаруженной ошибки в 1,5 - 2 раза уменьшает относительную погрешность контроля.
Таким образом предложенный способ контроля позволяет существенно повысить точность контроля состояния канала передачи данных по вероятности необнаруженной ошибки.
Сопоставительный анализ о прототипом показывает, что предлагаемый способ контроля при оценке вероятности необнаруженной ошибки дополнительно учитывает влияние приращений минимального кодового расстояния по соответствующим каскадам кода.
Таким образом, предлагаемый способ контроля состояния канала передачи данных соответствует критерию "новизна".
Сравнение предлагаемого решения не только с прототипом, но и с другими техническими решениями и способами не позволяет выявить в них признаки, отличающие предлагаемое решение от прототипа, что позволяет сделать вывод о соответствии критерию "существенные отличия".
Claims (1)
- Способ контроля состояния канала передачи данных, включающий формирование на передаче блоков информации, кодирование их с образованием кодовых блоков М-каскадным кодом, обнаруживающим ошибки, передачу по дискретному каналу связи последовательности кодовых блоков, на приеме декодирование каждого кодового блока осуществляют поэтапно и завершают либо по обнаружении ошибок на очередном этапе, либо после М-го этапа, в течение цикла контроля для одноименных этапов с первого по (М К)-й (где К количество этапов декодирования, дополнительно необходимых для требуемой точности контроля), подсчитывают количество кодовых блоков с обнаруженными ошибками, по которому определяют вероятность необнаруженной ошибки для каждого из этапов с первого по (М К)-й, определяют вероятность необнаруженной ошибки для каждого из этапов с (М К + 1)-го по М-й, отличающийся тем, что при определении вероятности необнаруженной ошибки каждого из этапов с (М К + 1)-го по М-й учитывают параметр, характеризующий минимальное кодовое расстояние кода по соответствующим этапам декодирования, при этом вероятность необнаруженной ошибки для каждого из этапов с (М К + 1)-го по М-й для r суммарных значений количества контрольных символов кода и кратности гарантированно обнаруживаемых ошибок σ определяют по формуле
где ΔrМ-К - приращение количества контрольных символов кода;
ΔσМ-К = dМ-К-1 - приращение кратности гарантированно обнаруженных ошибок;
dМ - К минимальное кодовое расстояние кода (М - К)-го каскада;
Δr, Δσ - приращения соответствующих параметров кода.
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| RU92015953A RU2103818C1 (ru) | 1992-12-30 | 1992-12-30 | Способ контроля состояния канала передачи данных по вероятности необнаруженной ошибки |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| RU92015953A RU2103818C1 (ru) | 1992-12-30 | 1992-12-30 | Способ контроля состояния канала передачи данных по вероятности необнаруженной ошибки |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| RU92015953A RU92015953A (ru) | 1995-05-27 |
| RU2103818C1 true RU2103818C1 (ru) | 1998-01-27 |
Family
ID=20135057
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| RU92015953A RU2103818C1 (ru) | 1992-12-30 | 1992-12-30 | Способ контроля состояния канала передачи данных по вероятности необнаруженной ошибки |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| RU (1) | RU2103818C1 (ru) |
Cited By (3)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| RU2543957C1 (ru) * | 2014-05-19 | 2015-03-10 | Федеральное государственное казенное военное образовательное учреждение высшего профессионального образования "ВОЕННАЯ АКАДЕМИЯ СВЯЗИ имени Маршала Советского Союза С.М. Буденного" Министерства обороны Российской Федерации | Устройство для прогнозирования состояния дискретного канала связи |
| RU2745418C1 (ru) * | 2020-09-04 | 2021-03-25 | Федеральное государственное бюджетное образовательное учреждение высшего образования. "Юго-Западный государственный университет" (ЮЗГУ) | Способ обнаружения ошибок при передаче информационных пакетов |
| RU2800768C1 (ru) * | 2023-01-13 | 2023-07-28 | Акционерное общество "Микрон" (АО "Микрон") | Устройство формирования и восстановления модифицированного кода хемминга для 32-разрядных двоичных чисел |
-
1992
- 1992-12-30 RU RU92015953A patent/RU2103818C1/ru active
Non-Patent Citations (1)
| Title |
|---|
| Коржик В.И., Финк Л.М. Помехоустойчивое кодирование дискретных сообщений в каналах со случайной структурой. Статическая теория связи. Вып.4. - М.: Связь, 1975. * |
Cited By (5)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| RU2543957C1 (ru) * | 2014-05-19 | 2015-03-10 | Федеральное государственное казенное военное образовательное учреждение высшего профессионального образования "ВОЕННАЯ АКАДЕМИЯ СВЯЗИ имени Маршала Советского Союза С.М. Буденного" Министерства обороны Российской Федерации | Устройство для прогнозирования состояния дискретного канала связи |
| RU2745418C1 (ru) * | 2020-09-04 | 2021-03-25 | Федеральное государственное бюджетное образовательное учреждение высшего образования. "Юго-Западный государственный университет" (ЮЗГУ) | Способ обнаружения ошибок при передаче информационных пакетов |
| RU2800768C1 (ru) * | 2023-01-13 | 2023-07-28 | Акционерное общество "Микрон" (АО "Микрон") | Устройство формирования и восстановления модифицированного кода хемминга для 32-разрядных двоичных чисел |
| RU2824472C1 (ru) * | 2024-02-02 | 2024-08-08 | Акционерное общество "Микрон" (АО "Микрон") | Устройство формирования и восстановления модифицированного кода хемминга для 16-разрядных двоичных чисел |
| RU228926U1 (ru) * | 2024-06-28 | 2024-09-17 | Федеральное государственное бюджетное учреждение "4 Центральный научно-исследовательский институт" Министерства обороны Российской Федерации | Устройство для оценки вероятности возникновения ошибок в последовательности символов, передаваемой по каналу связи |
Similar Documents
| Publication | Publication Date | Title |
|---|---|---|
| US4920537A (en) | Method and apparatus for non-intrusive bit error rate testing | |
| US11875806B2 (en) | Multi-mode channel coding | |
| US10355718B2 (en) | Error correction process and mechanism | |
| CN101517954A (zh) | 信道切换信号产生电路和信道切换信号产生方法 | |
| EP0805572A2 (en) | Error detection and error concealment for encoded speech data | |
| RU2249301C2 (ru) | Устройство и способ обнаружения скорости передачи данных турбодекодера | |
| RU2103818C1 (ru) | Способ контроля состояния канала передачи данных по вероятности необнаруженной ошибки | |
| US10057010B2 (en) | Error correction with test of a plurality of lengths for a data frame | |
| US6377618B1 (en) | Auto-correlation system and method for rate detection of a data communication channel | |
| RU167430U1 (ru) | Устройство оценки вероятности ошибки на бит для сигналов с восьмипозиционной фазовой модуляцией по четырехпозиционным сигналам | |
| CN116527062A (zh) | 一种验证rs编解码电路功能的测试装置和方法 | |
| RU146675U1 (ru) | Устройство оценки вероятности ошибки на бит по анализу искаженных кодовых слов на основе спектра кода | |
| CN109286533B (zh) | 语音数据包的验错方法及装置、存储介质、终端 | |
| CN109921867B (zh) | 一种误码率提前判决方法和判决装置 | |
| RU2643571C2 (ru) | Способ оценки вероятности ошибки на бит по результатам декодирования кодовых слов | |
| TWI399042B (zh) | To detect the wrong position of the detection device | |
| JP3291145B2 (ja) | 誤り訂正回路の試験方法および誤り訂正ｌｓｉ自動試験装置 | |
| JP2003333018A (ja) | 誤り率推定方法及び誤り率推定装置 | |
| RU2799892C1 (ru) | Способ восстановления цифровой телеметрической информации в условиях возможной инверсии сигнала | |
| US6931057B2 (en) | Method, article of manufacture and system to determine a bit rate of a signal | |
| SU1594708A1 (ru) | Способ контрол состо ни канала передачи данных | |
| EP1427129A2 (en) | Frame error detection | |
| WO2003039058A2 (en) | Estimation of channel parameters using re-encoding | |
| RU171372U1 (ru) | Устройство установления цикловой синхронизации на основе оцененных показателей качества | |
| RU2085045C1 (ru) | Способ оценки качества канала передачи данных и устройство для его осуществления |