Универсальный способ передачи информации с контролируемыми параметрами

Изобретение относится к средствам помехоустойчивой передачи информации по канала связи. Сущность способа передачи информации с контролируемыми параметрами состоит в том, что до начала передачи информации определяют условия обмена информации и качество канала, выбирают оптимальные параметры n, k и m, стохастического q-ичного (n,k,m)-код кода на основе исходного двоичного (n,k)-кода с l-перемежением (q=2^l) и передачей m кодовых блоков с одинаковыми значениями информационной части, кодируют информацию с помощью выбранного q-ичного кода, выполняют перед передачей в канал прямое стохастическое преобразование q-ичных символов, на приеме выполняют обратное стохастическое преобразование q-ичных символов, локализуют правильно принятые q-ичные символы в m кодовых блоках, оценивают достоверность локализованных символов, исправляют нелокализованные и недостоверные q-ичные символы в m кодовых блоках и накапливают для выдачи потребителю достоверные q-ичные символы после обработки m кодовых блоков. Технический результат - увеличение эффективной скорости передачи информации. 12 з.п. ф-лы.

 

Изобретение относится к техническим средствам помехоустойчивой передачи по каналам и сетям связи и может применяться в каналах и сетях различного типа.

Известны способы передачи информации по каналам связи с использованием помехоустойчивых циклических кодов с обнаружением ошибок в составе протоколов канала передачи данных (КПД), в которых передаваемую информацию кодируют циклическим кодом, принятую в виде блоков циклического кода, проверяют на наличие искажений, искаженные блоки повторно передают по сигналу обратной связи [1]. Эти способы обладают следующими основными недостатками:

- при снижении качества дискретного канала связи передача становится невозможной, так большое число принятых блоков оказывается искаженным, и КПД «зацикливается»,

- режим обнаружения ошибок циклическими кодами не обеспечивает эффективную скорость передачи, близкую к пропускной способности канала связи.

Известны способы передачи информации с использованием алгебраических кодов с исправлением ошибок (коды Хэмминга, Боуза-Чоудхури-Хоквингема, Рида-Соломона и др.) [2].

Эти способы имеют следующие недостатки:

- алгебраические коды в режиме исправления ошибок оказываются очень чувствительны к кратности ошибки, что приводит к большой и не контролируемой вероятности ошибки декодирования в каналах с группирующимися ошибками, что имеет место в реальных каналах связи;

- кодирование и особенно декодирование известных кодов имеет относительно сложную реализацию, особенно в случае программной реализации.

Известен способ адаптивной передачи информации по дуплексным каналам связи [3], обеспечивающий устойчивую передачу информации с максимальной для текущего состояния канала скоростью передачи. Недостатком способа является его использование только в дуплексных каналах связи и невозможность обеспечения произвольно малой вероятности ошибки в переданной информации в рамках конкретного устройства.

Целью изобретения является универсализация задачи передачи информации в рамках одной совокупности операций способа, расширение возможностей передачи по любым каналам связи и обеспечение гарантированных параметров (вероятностно-временных характеристик обмена), а также обеспечения создания универсальной аппаратуры для широкого набора видов и качества каналов связи, способной настраиваться под условия применения и достигаемые возможности.

При этом должен обеспечиваться устойчивый обмен информацией по каналу с не известными до начала работы параметрами качества с достижением эффективной скорости передачи, близкой к пропускной способности канала связи, при гарантированной в любом канале достоверности, оцениваемой вероятностью ошибки в выданной потребителю информации Р_ош≤Р_тр, где Р_тр - требуемая верхняя граница вероятности ошибки. Причем эта граница может меняться в процессе работы аппаратуры передачи данных для различных режимов или при передаче разных видов информации.

При решении проблемы создания универсального способа передачи информации возникают три задачи, вытекающие из разных, исходя из универсальности способа, условий применения способа, задачи.

Во-первых, в дуплексных каналах относительно высокого качества необходимо достигнуть любой наперед заданной достоверности без снижения эффективной (относительной) скорости передачи, которая не должна значительно уступать пропускной способности канала связи.

Во-вторых, для обеспечения любой наперед заданной надежности доведения сообщения по симплексному (без обратной связи) каналу необходимо иметь высокую помехоустойчивость при сохранении требуемой достоверности.

В-третьих, такой способ не должен сдерживать своего применения на технически освоенных высоких скоростях передачи информации, то есть быть быстродействующим (максимально простым в реализации).

Для достижения цели изобретения используются стохастические (n,k,q,m)-коды, где n, k - параметры исходного двоичного кода, q - основание кода, m - число повторений кодового блока с одинаковой информационной частью (копии кодовых блоков), сводящиеся к использованию ансамблей кодов и шифров, обеспечивающие достижение гарантированной достоверности при выполнении локализации, усложнение обработки при точном расчете вероятностей исходов, перекрытие всего диапазона качества канала в дуплексном и симплексном режимах для достижения оптимальных результатов.

Таким образом, для достижения поставленной цели используются три идеи:

- применение случайных преобразований, вносящих элемент случайного в процесс, сводящий процесс передачи к использованию всех возможных сигналов или к ансамблю кодов и шифров (игровой подход, минимизирующий выигрыш «противника»);

- применение принципа и операций декодирования нескольких копий кодового блока для повышения надежности доведения и обеспечения высокой достоверности доведенной информации;

- применение средств проверки достоверности принятия решения в процессе выявления правильно принятых символов, обеспечивающих в процессе декодирования достижения любой конструктивно заданной вероятности ошибки декодирования за счет проверки точно вычисляемых исходов декодирования.

В соответствии с изобретением способ предлагается строить следующим образом.

Универсальный способ передачи информации с контролируемыми параметрами характеризующийся тем, что до начала передачи информации определяют условия обмена информации и качество канала, выбирают оптимальные значения параметров используемого кода n,k и m стохастического q-ичного (n,k,m)-кода на основе исходного двоичного (n,k)-кода с l-перемежением (q=2^l), и передачей m блоков кода с одинаковыми значениями информационной части, кодируют информацию с помощью выбранного q-ичного кода, выполняют перед передачей в канал прямое стохастическое преобразование q-ичных символов, на приеме выполняют обратное стохастическое преобразование q-ичных символов, локализуют правильно принятые q-ичные символы в m кодовых блоках, оценивают достоверность локализованных символов, исправляют нелокализованные и недостоверные q-ичные символы в m кодовых блоках, накапливают для выдачи потребителю достоверные q-ичные символы после обработки m кодовых блоков.

Для рассматриваемого способа основные операции выполняются следующим образом.

Выбор оптимальных параметров кода для дуплексных каналов общего пользования осуществляют по критерию максимальной скорости передачи при обеспечении требуемой наперед заданной достоверности, оцениваемой вероятностью ошибки в выдаваемой потребителю информации.

Выбор оптимальных параметров кода для симплексных каналов осуществляют по критерию обеспечения требуемой надежности доведения сообщения, оцениваемой вероятностью доведения сообщения с первой передачи, при обеспечении требуемой достоверности.

Гарантированную произвольно задаваемую достоверность обеспечивают путем исправления ошибок определенной кратности t стохастическим q-ичным кодом (q=2^l) на основе двоичного кода с необходимым кодовым расстоянием d, определяемой в зависимости от требуемой вероятности ошибки декодирования не выше Р_ош=2^-(d-l-t)l, кодовые блоки с исправленной ошибкой при кратности ошибки t≤d-1-(log₂Р_ош)/l искаженных q-ичных символа в данном блоке выдаются потребителю, блоки с большей кратностью ошибки не выдают потребителю и накапливают для декодирования копий вместе со значением повторенного блока с тем же значением информационной части.

Гарантированное доведение сообщения с требуемой вероятностью или обмен в режиме реального времени достигают передачей m блоков с одинаковой информационной частью и исправлением ошибок в режиме декодирования копий, при этом число копий m определяют в зависимости от требуемой вероятностью доведения сообщения с первой передачи Р_дов=Р(≤t,N_сооб), где t - число исправляемых искаженных q-ичных символов на длине сообщения N_сооб, выраженной в числе q-ичных символов.

Необходимая для адаптации параметров протокола к состоянию применяемого канала связи проверка качества канала выполняется путем передачи тестирующей последовательности в виде q-ичного стохастического (n,l,q)-кода, определяют вероятность искажения q-ичного символа путем попарного сравнения q-ичных символов принятого блока (n,l,q)-кода, подсчета числа совпавших символов b и вычисления этой вероятности как отношения (n-b)/n.

Применение любых дуплексных каналов с ненулевой пропускной способностью (то есть в том числе очень низкого качества) достигают контролем достоверности каждого блока и адаптивным выбором оптимального для текущего состояния канала (n,k,q)-кода.

Применение любых симплексных каналов с ненулевой пропускной способностью достигается контролем достоверности каждого кодового блока и q-ичного символа и m-кратной передачей кодовых блоков с декодированием копий, где m определяется в зависимости от требуемой вероятности доведения сообщения с первой передачи по используемому каналу с помощью выбранного (n,k,q)-кода.

Процесс декодирования строится на последовательно выполняемых операциях выделения правильно принятых q-ичных символов кода (локализации) и последующего исправления нелокализованных или недостоверно локализованных символов. Такая реализация исправления ошибок позволяет в произвольном канале, в том числе с преднамеренными помехами, достигнуть гарантированной, задаваемой при проектировании достоверности, оцениваемой вероятностью ошибки декодирования. При этом локализацию правильно принятых q-ичных символов (n,k,q)-кода выполняют с помощью N=2^n-k-1 проверочных соотношений кода, являющихся строками проверочной матрицы двоичного кода Н и их линейными комбинациями, проверка правильности приема q-ичных символов для j-го соотношения осуществляется путем суммирования по модулю 2 тех из n q-ичных символов, которым соответствует символ 1 в данном j-м проверочном соотношении и проверкой значения полученной суммы, соотношение считается выполненным, а q-ичные символы признаются правильно принятыми без искажений, если эта сумма равна комбинации из l нулевых двоичных символов, подсчитывают число локализованных символов N_л(N_л⊂[0,n]), число выполненных соотношений N_c(N_c⊂[0,2^n-k-1]) и для каждого q-ичного символа с номером i - число выполнившихся соотношений, в которые входил этот символ, - М_i.

Декодирование m копий (n,k,q)-кода выполняется путем локализации и накопления правильно принятых символов в три этапа с подсчетом общего числа выполнившихся соотношений и числа выполнившихся соотношений для каждого символа, при этом выполняют попарное сравнение m одноименных символов как для блока q-ичного (m,l,q)-кода, совпавшие символы накапливаются как локализованные, выполняют локализацию правильно принятых символов для каждого из m блоков по правилам декодирования (n,k,q)-кода, локализованные в любом блоке символы накапливаются, для ранее нелокализованных символов проводят перекрестную локализацию с подстановкой в проверяемое проверочное соотношение значений нелокализованных q-ичных символов из разных копий, после проведения локализации проверяют правильность локализации, ненадежные и нелокализованные символы исправляют, выражая их значения через значения достоверно локализованных символов.

Проверку правильности локализации для кодовых блоков проводят путем проверки условий Nc=2^r-t*-1, t*≤d-2, где t*=n-N_л, d - кодовое расстояние двоичного (n,k)-кода.

Оценку достоверности при декодировании копий выполняют по значениям числа выполнившихся соотношений для каждого из k информационных q-ичных символов кода.

Гарантированную произвольно задаваемую вероятность ошибки декодирования Р_ош при декодировании m копий в блоке (n,k,q,m)-кода обеспечивают путем исправления ошибок до определенной кратности t, не превышающей значения t≤dm-1-(log₂Р_ош)/l, причем при кратности ошибки, превышающей это значение, информация не выдается потребителю или выдается с указанием о невыполнении требований по достоверности.

Рассмотрим порядок и особенности применения способа в типовых условиях информационно-телекоммуникационных систем.

Существуют следующие основные варианты применения способа в условиях использования:

- дуплексных каналов общего пользования,

- симплексных (однонаправленных) каналов,

- дуплексных каналов реального времени,

- каналов очень низкого качества,

- каналов передачи данных для обеспечения очень высокой достоверности,

- среды хранения информации (память компьютеров, базы данных и др.),

- протоколы сеансового уровня для контроля и восстановления целостности сообщений.

Примером реализации типовой задачи передачи информации по дуплексным каналам связи является адаптивный способ передачи [4].

Дополнительно к этому способу достигается обеспечение большей достоверности для выделяемых из потока данных наиболее важных сообщений (при общей достоверности 10^-9 для наиболее важной информации обеспечивается 10^-18 или 10^-27 с помощью кодов с большим исходным кодовым расстоянием d путем уменьшения числа исправляемых ошибок с t=d-2 до t=d-3 или t=d-4 соответственно). Причем эта дополнительная услуга обеспечивается на той же совокупности параметров набора кодов при сохранении размеров q-ичного символа, на длине которого выполняется стохастическое криптографическое преобразование. Важно также то, что изменения условий приема для повышения уровня достоверности выполняется только на приемной стороне канала, увеличение достоверности это отражается только на отказе в приеме (отсутствии квитанции на блок), что приводит к его повторной передаче с возможным декодирования в режиме копий для двух значений блоков (ранее принятого и повторенного)

Вторым примером реализации способа является режим реального времени, в том числе при снижении качества канала, путем передачи сразу 2-х (в общем случае m одинаковых кодовых блоков с последующим их декодированием по алгоритму декодирования копий).

Передача сообщений по симплексному каналу с обеспечением требуемой надежности доведения сообщения при заданном качестве канала предлагается использовать m-кратную передачу кодовых блоков и режим декодирования копий.

За счет реализации способа обеспечивается:

- совмещение в одной аппаратуре средств достижения различных требований по достоверности при простой настройке требуемой достоверности фильтром на приеме путем фильтрации достоверности путем выдачи блоков с заданным числом исправляемых символов;

- для действующего устройства с конкретным значением длины q-ичного символа дополнительное снижение вероятности ошибки декодирования возможно дополнительным включением нового кода с большим относительно ранее используемых кодовым расстоянием исходного двоичного кода расстоянием d, путем внесения в память устройства двоичной проверочной матрицы Н такого кода;

- можно добиться произвольно высокой достоверности не меняя во всех случаях кодовой избыточности. Если для циклического кода можно получить вероятность ошибки с помощью введения числа избыточных символов log₂ Р_ош, то в нашем случае можно взять длину q-ичного символа минимальной, а сверхвысокую достоверность обеспечивать с помощью одного-двух кодов с большим кодовым расстоянием, оцениваемой с помощью выражения Р_ош=2^-(d-l-t)l, то есть за счет исправления меньшего, чем максимально возможно t=d-2 числа искаженных q-ичных символов.

Например, взяв длину q-ичного символа l=32 бит, можно обеспечить следующий набор свойств. В режиме обнаружения ошибок (один проверочный q-ичный символ), в режиме декодирования копий и исправления ошибок на максимуме исправляющей способности (t=d-2) обеспечивается вероятность ошибки не более 10^-9 при снижении исправляющей способности на 1 (t=d-3, например, для кодов Хэмминга с дополнительной проверкой на четность при d=4 за счет снижения исправляющей способности в двух до одного искаженного q-ичного символа) вероятность ошибки декодирования снижается до 10^-18. Для достижения еще большего повышения уровня обеспечиваемой достоверности (снижения вероятности ошибки декодирования) можно воспользоваться кодом с большим кодовым расстоянием d, например, взяв код БЧХ (16,7) с кодовым расстоянием 6, можно добиться следующего набора значений вероятности ошибки декодирования при l=32:

При t=4 (максимальная исправляющая способность) обеспечивается вероятность ошибки декодирования не выше 10^-9. При t=3 обеспечивается вероятность ошибки декодирования не выше 10^-18. При t=2 обеспечивается вероятность ошибки декодирования не выше 10^-27. При t=1 обеспечивается вероятность ошибки декодирования не выше 10^-36. При t=0 (обнаружение ошибок) обеспечивается вероятность ошибки декодирования не выше 10^-45.

При этом имеется в виду, что все аппаратные и алгоритмические решения в канале передачи данных не меняются за исключением настройки процедуры фильтрации блоков на выходе декодера при выдаче потребителю. Если для данного режима работы (при передаче данного сообщения) достаточно вероятности ошибки 10^-9, то выдаются потребителю и квитируются по обратному каналу все блоки с исправленными ошибками (при кратности ошибки от 1 до 4), если нужна вероятность ошибки не выше 10^-18, то выдаются потребителю и квитируются блоки при числе исправленных ошибок от 1 до 3, блоки с кратностью исправленной ошибки 4 не квитируются по обратному каналу и будут повторно переданы с соответствии с используемым протоколом обмена. Причем блок с 4-мя исправленными ошибками будет накоплен для последующего декодирования в режиме декодирования копий совместно с повторно переданным значением этого блока.

В симплексных каналах связи применение способа обеспечивает при гарантированной достоверности любую произвольно задаваемую надежность доведения сообщения с первой передачи, в том числе в канале низкого качества, где может использоваться режим декодирования копий. Причем режим декодирования копий обеспечивает максимально возможную исправляющую способность для конструкции расширенного кода. Если исходный двоичный код имеет, например, кодовое расстояние d=4 (код Хэмминга с дополнительной проверкой на четность), то исходный стохастический код (m=1) исправляет два искаженных q-ичных символа, то расширенный стохастический код с двухкратным повторением исходного кода (m=2) позволяет исправить шесть искаженных q-ичных символов (t=6), при трехкратном повторении блока исправляется 10 символов, или, в общем случае, исправляется не менее t=md-2.

То есть для (n,k,q,m)-кода на основе исходного двоичного (n,k)-кода с кодовым расстоянием d, который имеет кодовое расстояние md, сохраняется исправляющая способность, отличающая от кодового расстояния на величину 2.

Такой способ исправления ошибок позволяет доводить информацию по каналу очень низкого, практически произвольного качества при ненулевой пропускной способности. Возможности стохастического кода в канале произвольно низкого качества можно иллюстрировать кодом с повторением (n,1), который позволяет успешно довести сообщение размером в один q-ичный символ (l бит) в случае искажения до n-2 q-ичных символов. Например, если n=20, то декодирование проходит успешно при искажении от 1 до 18 q-ичных символов из 20. При этом обеспечивается высокая достоверность принятия решения при декодировании. Например, если код с повторением (20,1) показывает при декодировании, что искажено 10 символов, и качестве правильного символа потребителю выдается значение, совпавшее в 10 остальных символах, то вероятность ошибки при декодировании в этом случае равна q^-9.

Важнейшая используемая в составе используемого помехоустойчивого кода с исправлением ошибок операция стохастического преобразования выполняют любым образом для обеспечения свойства q-ичного симметричного канала, т.е. преобразования вектора ошибки в q-ичном символе в одно из его возможных значений с равной вероятностью. Применение такой операции обеспечивает гарантированную в произвольном канале достоверность выдаваемой потребителю информации. Для быстрой и эффективной реализации стохастического преобразования оно может выполняться с помощью операций на основе таблиц со случайным заполнением [4]. Генерацию значений параметра преобразования ξ длиной l выполняют с помощью регистра с нелинейными функциями в цепях обратной связи на основе таблиц со случайным заполнением [5]. При этом при реализации способа начальное заполнение таблиц случайными числами и регистра сдвига с обратной связью являются ключом криптографической защиты.

Описанный способ обладает следующими преимуществами:

1) обеспечивается унификация средств передачи и защиты информации и реализующих их аппаратно-программных и программных средств;

2) обеспечивается произвольно малая, практически нулевая, вероятность ошибки декодирования в канале с произвольным характером и законом распределения помех;

3) обеспечивается требуемая максимально близкая к 1 вероятность доведения сообщения с первой передачи в режиме исправления ошибок, в том числе в режиме декодирования m копий кодовых блоков при низком качестве канала;

4) обеспечивается устойчивый обмен информацией по каналу с неизвестными характеристиками; достаточным для обмена информацией с помощью данного способа является ненулевая пропускная способность предоставленного канала, то есть наличие связности или возможности передавать информацию;

5) обеспечивается максимальная для данного канала эффективная скорости передачи информации, близкая к пропускной способности канала;

6) за счет применения набора из М стохастических кодов с исправлением ошибок достигаются преимущества, вытекающие из свойств этих кодов, а именно:

- обеспечение комплексности защиты в рамках единой совокупности операций обработки информации при однократно вводимой избыточности

- увеличение эффективности обработки информации с достижением:

- гарантированной достоверности в режиме исправления ошибок при произвольном характере и интенсивности искажений в канале связи

- увеличение эффективной скорости передачи информации

- обеспечение режима реального времени

7) достигается высокая скорость обработки информации, не сдерживающая физическую скорость в канале связи, выраженная в битах в секунду;

8) обеспечивается широкое применение помехоустойчивых кодов с прямым кодовым исправлением ошибок в каналах с произвольным законом распределения и интенсивностью ошибок в канале связи, в том числе при преднамеренных искажениях с целью деструктивного воздействий на каналы и сети связи и информационные системы.

Способ позволяет вести информационный обмен по дуплексным и симплексным каналам, во всех возможных условиях передачи, в том числе в которых невозможно использовать другие методы (низкое качество канала, преднамеренные помехи), обеспечивать гарантированный характер вероятностно-временных характеристик, точность вычисления этих характеристик за счет рандомизации сигналов в и выполнять все функции защиты информации комплексно с более высокой эффективностью, во всех возможных условиях рамках одного алгоритма обработки информации при однократном введении избыточности.

Способ может применяться во всех случаях, где сегодня применяются помехоустойчивые коды с обнаружением и исправлением ошибок.

Таким образом способ может применяться в:

- сетях типа Internet/Inranet;

- в сетях, использующих различные стеки протоколов;

- в радиосетях и каналах связи, в том числе в широкополосных беспроводных сетях типа Wi-Fi, Wi-Max;

- в широковещательных системах для обеспечения помехоустойчивости передачи с расширением сферы досягаемости сигнала и контроля пользования сетью абонентами;

- в операционных системах и базах данных;

- сетях мобильной телефонной связи;

- в прикладном программном обеспечении информационных систем и систем управления и пр.

Литература

1. Рекомендация МККТТ Х.25 и ее применение в информационно-вычислительных сетях. Описание рекомендации Х.25. Международный центр научной и технической информации. Москва, 1983.

2. У.Питерсон, Э.Уэлдон. Коды, исправляющие ошибки. Мир, М., 1976.

3. Патент Российской федерации №2264647. Способ адаптивной передачи информации. Автор Осмоловский С.А., 2004.03.29.

4. Патент Российской федерации №2254685. Способ шифрующего преобразования информации. Автор Осмоловский С.А., 2003.01.13.

5. Патент Российской федерации №2246129. Способ генерации случайных чисел. Автор Осмоловский С.А., 2003.01.13.

1. Универсальный способ передачи информации с контролируемыми параметрами, характеризующийся тем, что до начала передачи информации определяют условия обмена информации и качество канала, выбирают оптимальные параметры n, k и m стохастического q-ичого (n,k,m)-код кода на основе исходного двоичного (n,k)-кода с l-перемежением (q=2^l) и передачей m кодовых блоков с одинаковыми значениями информационной части, кодируют информацию с помощью выбранного q-ичого кода, выполняют перед передачей в канал прямое стохастическое преобразование q-ичных символов, на приеме выполняют обратное стохастическое преобразование q-ичных символов, локализуют правильно принятые q-ичные символы в m кодовых блоках, оценивают достоверность локализованных символов, исправляют нелокализованные и недостоверные q-ичные символы в m кодовых блоках и накапливают для выдачи потребителю достоверные q-ичные символы после обработки m кодовых блоков.

2. Способ по п.1, отличающийся тем, что выбор оптимальных параметров кода для дуплексных каналов общего пользования осуществляют по критерию максимальной скорости передачи при обеспечении требуемой наперед заданной достоверности, оцениваемой вероятностью ошибки в выдаваемой потребителю информации.

3. Способ по п.1, отличающийся тем, что выбор оптимальных параметров кода для симплексных каналов осуществляют по критерию обеспечения требуемой надежности доведения сообщения, оцениваемой вероятностью доведения сообщения с первой передачи, при обеспечении требуемой достоверности.

4. Способ по п.1, отличающийся тем, что гарантированную произвольно задаваемую достоверность обеспечивают путем исправления ошибок определенной кратности t стохастическим q-ичным кодом (q=2^l) на основе двоичного (n,k)-кода с кодовым расстоянием d, определяемой в зависимости от требуемой вероятности ошибки декодирования не выше Р_ош=2^-(d-l-t)l, кодовые блоки с исправленной ошибкой при кратности ошибки t≤d-1-(log₂Р_ош)/l искаженных q-ичных символов в данном блоке выдают потребителю, блоки с большей кратностью ошибки не выдают потребителю и накапливают для декодирования вместе со значением повторенного блока с тем же значением информационной части.

5. Способ по п.1, отличающийся тем, что гарантированное доведение сообщения с требуемой вероятностью или обмен в режиме реального времени достигают передачей m блоков с одинаковой информационной частью и исправлением ошибок в режиме декодирования, при этом число m определяют в зависимости от требуемой вероятностью доведения сообщения с первой передачи Р_дов=Р(≤t, N_сооб), где t - число исправляемых искаженных q-ичных символов на длине сообщения N_сооб, выраженной в числе q-ичных символов.

6. Способ по п.1, отличающийся тем, что проверяют качество канала путем передачи тестирующей последовательности в виде q-ичного стохастического (n,l,q)-кода, определяют вероятность искажения q-ичного символа путем попарного сравнения q-ичных символов принятого блока (n,l,q)-кода, подсчета числа совпавших символов b и вычисления этой вероятности как отношения (n-b)/n.

7. Способ по п.1, отличающийся тем, что применение любых дуплексных каналов с ненулевой пропускной способностью достигают контролем достоверности каждого блока и адаптивным выбором оптимального для текущего состояния канала (n,k,q)-кода при m=1.

8. Способ по п.1, отличающийся тем, что применение любых симплексных каналов с ненулевой пропускной способностью достигается контролем достоверности каждого кодового блока и q-ичного символа и m-кратной передачей кодовых блоков и декодированием, где m определяется в зависимости от требуемой вероятности доведения сообщения с первой передачи по используемому каналу с помощью выбранного (n,k,q)-кода.

9. Способ по п.1, отличающийся тем, что локализацию правильно принятых q-ичных символов (n,k,q)-кода выполняют с помощью N=2^n-k-1 проверочных соотношений кода, являющихся строками проверочной матрицы двоичного кода Н и их линейными комбинациями, проверка правильности приема q-ичных символов для j-го соотношения осуществляется путем суммирования по модулю 2 тех из n q-ичных символов, которым соответствует символ 1 в данном j-м проверочном соотношении, и проверкой значения полученной суммы, соотношение считается выполненным, а q-ичные символы признаются правильно принятыми без искажений, если эта сумма равна комбинации из l нулевых двоичных символов, подсчитывают число локализованных символов N_л (N_л⊂[0,n]), число выполненных соотношений N_c(N_c⊂[0,2^n-k-1]) и для каждого q-ичного символа с номером i - число выполнившихся соотношений, в которые входил этот символ, - М_i.

10. Способ по п.1 или 9, отличающийся тем, что локализацию и накопление правильно принятых символов m кодовых блоков (n,k,q)-кода выполняют путем подсчета общего числа выполнившихся соотношений и числа выполнившихся соотношений для каждого символа, при этом выполняют попарное сравнение m одноименных символов как для блока q-ичного (m,l,q)-кода, совпавшие символы накапливаются как локализованные, выполняют локализацию правильно принятых символов для каждого из m блоков по правилам декодирования (n,k,q)-кода, локализованные в любом блоке символы накапливаются, для ранее нелокализованных символов проводят перекрестную локализацию с подстановкой в проверяемое проверочное соотношение значений нелокализованных q-ичных символов из разных кодовых блоков, после проведения локализации проверяют правильность локализации, ненадежные и нелокализованные символы исправляют, выражая их значения через значения достоверно локализованных символов.

11. Способ по п.1, отличающийся тем, что проверку правильности локализации для кодовых блоков проводят путем проверки условий Nc=2^r-t*-1, t*≤d-2, где t*=n-N_л, d - кодовое расстояние двоичного (n,k)-кода.

12. Способ по п.1, отличающийся тем, что оценку достоверности при декодировании кодовых блоков выполняют по значениям числа выполнившихся соотношений для каждого из k информационных q-ичных символов кода.

13. Способ по п.1, отличающийся тем, что гарантированную произвольно задаваемую вероятность ошибки декодирования Р_ош при декодировании m кодовых боков в блоке (n,k,m)-кода обеспечивают путем исправления ошибок до определенной кратности t, не превышающей значения t≤dm-1-(log₂Р_ош)/l, причем при кратности ошибки, превышающей это значение, информация не выдается потребителю или выдается с указанием о невыполнении требований по достоверности.