Файл: Теория и техника передачи данных и телеграфия учебник..pdf
ВУЗ: Не указан
Категория: Не указан
Дисциплина: Не указана
Добавлен: 09.04.2024
Просмотров: 286
Скачиваний: 1
или к выявлению максимальных значений кратностей гарантий но исправляемых или обнаруживаемых ошибок. Следующие две теоремы позволяют установить корректирующую способность
циклических |
кодов. |
|
|
|
|
Теорема |
6.5. Для |
любых |
значений е |
и t существует цикличе |
|
ский код длины я = 2 е — 1 , исправляющий |
все ошибки кратности t |
||||
и менее и содержащий не более et проверочных элементов. |
|||||
Рассмотрим пример практического использования этой тео |
|||||
ремы. Найдем циклические |
коды |
для е = 5 (я = 31), исправляю |
|||
щие ошибки |
кратности t=\, |
2, 3. Определим количество избы |
|||
точных элементов по заданным значениям t: |
|||||
|
t = 1, |
я — k = 5-1 = 5; |
|||
|
t = |
2, |
n — |
k - 5 - 2 |
= 10; |
|
t = |
3, |
n — |
k = 5-3 |
= 15. |
Таким образом, искомые коды есть (31,26), (31,21) и (31,16). Теорема 6.5 определяет лишь существование кодов с известными
корректирующими |
свойствами. Построение |
же кодов, |
действи |
||||
тельно обладающих этими свойствами, обеспечивается |
правиль |
||||||
ным выбором порождающего многочлена. |
|
|
|
||||
|
Следующая теорема устанавливает связь между порождаю |
||||||
щим многочленом и минимальным кодовым |
расстоянием. |
||||||
|
Теорема |
6.6. Если среди корней порождающего |
многочлена |
||||
циклического (я, |
k)-кода |
имеются корни |
вида $т°, |
|
fym°+1, |
||
p W |
o + d ~ 2 , то минимальное |
кодовое расстояние этого |
кода равно |
||||
по |
меньшей |
мере |
d. В |
данной теореме используется |
доказан |
ная в теории кодирования [49] возможность представления
корней |
порождающего |
многочлена |
как |
степеней |
некоторого |
|||||||||||
числа |
р. |
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
6.6.5. Выбор |
порождающего |
|
|
|
многочлена |
|
|
|
|||||
|
|
|
|
|
|
для |
циклического |
|
кода |
|
|
|
|
|||
|
Порождающий |
многочлен |
для |
(я, |
я — 1 ) - к о д о в . |
Одним |
||||||||||
из |
возможных |
циклических кодов |
длины 7 является (7,6) -код |
|||||||||||||
с |
g (х) |
= |
1 + |
х. |
Покажем, |
что этот |
код |
образуется |
на |
основе |
||||||
проверки на |
четность всех |
информационных элементов |
кодо |
|||||||||||||
вой комбинации. Для этого найдем |
проверочный |
многочлен |
||||||||||||||
п{х) |
и |
построим |
проверочную |
матрицу. |
Определим |
п(х) |
= |
|||||||||
= |
(X7 |
+ |
1)/(1 +Х) |
= 1 +X |
+ X2 |
+ X* + |
Xi |
+ |
XF-' + X« |
И |
Н(7,в) |
= |
=[ 1 1 1 1 1 1 1 ] .
Таким образом, в рассматриваемом |
|
коде |
проверочным |
с о |
||||||||
отношением |
охвачены |
все |
элементы |
кодовой |
|
комбинации. |
||||||
В общем случае для (я, |
я — 1 ) - к о д а |
при |
любом |
значении я |
||||||||
проверочный |
многочлен |
находится |
как |
h (х) |
= (хп |
|
+ 1)/(1 + |
х). |
||||
Так как двучлены хп + |
1 и |
1 + х |
имеют общий |
корень |
х=1, |
|||||||
то х" + 1 делится без остатка на |
1 + |
х |
и |
частным |
от |
деления |
||||||
всегда является многочлен вида 1 + х |
+ |
хг |
+ . . . |
+ |
хп~2 |
+ |
хп~х~ |
Итак, многочлен |
вида 1 + х |
порождает |
(п, |
п-~ 1) - код с |
про |
веркой на четность по всем элементам. |
|
|
|
||
Порождающий |
многочлен |
для общего |
случая. Теорема |
6.6 |
позволяет осуществить выбор порождающего многочлена для
циклического кода и по его корням |
определить корректирующие |
||
свойства этого кода. |
|
|
|
П р и м е р . Порождающий многочлен |
g(x) = |
1 + х + х3 |
(7,4)-кода, рас |
смотренного выше, имеет своими корнями |
(З, Р2, р |
4 . Требуется |
определить кор |
ректирующие свойсіва этого кода. |
|
|
|
Находим максимальное число последовательных степеней корней порож
дающего многочлена. Это Р и Р2. Здесь то = 1, т0 + d— 2 = 2, откуда d = 4 — 1п0 = 3.
Использование теоремы 6.6 для выбора порождающих много членов циклических кодов, обладающих известными корректи рующими свойствами, предполагает знание корней многочленов. Поскольку порождающий многочлен циклического (п, k) -кода должен "быть сомножителем хп + \, то для построения всех воз можных кодов некоторой длины п, выбора порождающих много членов и установления их корректирующих свойств необходимо знание всех сомножителей хп + \ и их корней. Таблицы разложе ния хп+\ на неприводимые сомножители с указанием их корней в виде степеней некоторого корня р и циклические коды, пост роенные на их основе, приведены в работе [53].
|
П р и м е р . |
Дано разложение х 1 5 + ! |
на |
неприводимые |
сомножители к |
||||||
указаны корнл этих сомножителей как степени некоторого корня р. |
|
||||||||||
|
|
Сомножитель |
Степень |
сомножителя |
Корни |
||||||
|
= |
\ + х |
|
|
|
1 |
|
315 |
= 1 |
|
|
|
= |
1+ |
х + х< |
|
4 |
|
32, |
3*, |
3 » |
||
/ з М = |
1 + |
х + хї + х3 |
+ х* |
4 |
р . |
36, |
З9, З1 2 |
||||
ГЛх) = |
1 + х |
+ |
х2 |
|
2 |
|
310 |
|
|
||
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
h(x) |
= |
1 + хз |
-\- X* |
|
4 |
87, |
з1 1 , |
з1 3 , |
3" |
||
|
Требуется |
выбрать порождающий многочлен для кода Хэмминга |
(15,11) и |
||||||||
для |
(15,7)-кода. |
|
|
|
|
|
|
|
|
||
|
Для (15,П)-кода Хэмминга порождающий |
многочлен должен иметь сте- |
|||||||||
лень 4. Двучлен *| 5 |
+1 имеет своими сомножителями три многочлена степени. 4: |
||||||||||
li(x), |
h(x), fs(x'). |
Многочлен fa{x) имеет две последовательные степени корней |
|||||||||
Р' и Р2 и, следовательно, |
гарантирует dMiiH |
= 3. |
Многочлен }з(х) |
не имеет по |
следовательных степеней корней и, следовательно, гарантирует лишь rfMHH = 2. Многочлен fs(x) имеет две последовательные степени среди корней Р1 3 и Р1 4 и,,
следовательно, гарантирует rfMHH = 3. Итак, для циклического кода Хэмминга: |
|||
(15.11) в качестве порождающего многочлена следует выбрать U{x) |
или }s(x),. |
||
но нельзя выбирать |
!з(х). |
|
|
Для (15.7)-кода |
порождающий імногочлен должен иметь |
степень 8. Мно |
|
гочлен такой степени можно получить тремя способами: /г(х) |
}з(х), h(x) fs(x) |
||
или /з (х)/ь (х). Естественно, желательно выбрать такой многочлен |
который |
||
обеспечивает максимальное з н а ч е н и е А н а л и з корней указанных |
многочле |
нов показывает, что fi(x) |
їз(х) |
имеет четыре последовательные степени корней |
|||
Р'і $2 , р3 , Р4 и гарантирует rfMllH |
= |
5; fa(x) f5(x) имеет только две |
последова |
||
тельные степени Р', Р2 |
или |
Р7 |
, Р8 |
или З1 3 , Зі4, т. е. гарантирует |
dum = 3; |
h(x) |
fs(x) |
имеет четыре |
последовательные степени Р " , |
Р 1 2 , |
Р 1 3 , Р 1 4 и |
гаранти |
||
рует |
rfMIW |
= 5. Итак, для |
(15,7)-кода |
в качестве |
g(x) |
целесообразно |
выбрать |
|
h(x) |
h(x) |
или /З(А-) / 5 (х) |
и не следует |
выбирать |
f2(x) |
fs{x). |
|
|
Улучшение корректирующих свойств циклических кодов умножением порождающего многочлена на 1 + х. Для кодов с нечетным значением минимального кодового расстояния по следнее может быть увеличено на единицу умножением порож дающего многочлена g(x) на 1+х, что эквивалентно введению дополнительной проверки на четность в этом коде по всем кодо вым элементам и приводит к увеличению минимального числа линейно-зависимых столбцов H( n ,h). Если же код имеет четное значение dMm, то дополнительная проверка на четность не изме нит его значения, так как введение в проверочную матрицу строки из одних единиц не изменит минимального числа линей но-зависимых столбцов.
П р и м е р . |
Рассмотрим |
проверочную |
|
матрицу |
(7,3)-кода |
с |
g{x) |
= |
||||||||||
= (1 + |
х) |
(1 + х |
-г х3). |
Проверочный |
многочлен |
для |
этого |
кода |
h(x) |
= |
1 + |
|||||||
4- х 2 + |
х'6 |
и матрица проверок |
имеет |
вид: |
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|||||
|
|
|
|
|
|
|
"0 |
0 |
0 |
1 |
1 |
0 |
1 |
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
I f |
|
0 |
0 |
1 1 0 |
1 0 |
|
|
|
|
|
|||
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
( 7 ' 3 ) ~ |
0 1 1 0 |
|
1 0 0 |
|
|
|
|
|
|||||
|
|
|
|
|
|
|
1 |
1 |
О |
1 |
о |
о |
0_ |
|
|
|
|
|
Сложив |
1, 2 |
и 4-ю |
строки |
и записав |
результат вместо 4-й |
строки, |
получим |
|||||||||||
проверочную |
матрицу |
в следующем |
виде: |
|
|
|
|
|
|
|
|
|
||||||
|
|
|
|
|
|
|
|
0 |
0 |
|
1 |
Г О |
1 |
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
н(7,3) |
|
0 |
1 1 0 |
|
1 0 |
|
|
|
|
|
|||
|
|
|
|
|
|
1 |
і |
о |
і о |
о ; |
|
|
|
|
|
|||
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
||||||
|
|
|
|
|
|
|_1 |
|
1 1 |
1 |
1 1 1 |
|
|
|
|
|
Проверочная матрица (7,3)-кода состоит из проверочной матрицы укоро ченного (7,4)-кода (обозначена пунктиром), к которой добавлена строка, обес печивающая проверку на четность по всем элементам кодовой комбинации. Минимальное кодовое расстояние данного кода равно 4.
Улучшение корректирующих свойств кода умножением по рождающего многочлена на 1+х можно пояснить с помощью теоремы 6.6 Рассмотрим в качестве примера выбор порождаю щего многочлена для (15,10)-кода. Используем разложение х15+1 на неприводимые сомножители. Порождающий многочлен
5- й степени можно получить умножением одного из многочленов
4-й степени на |
1 + х . Многочлен |
g(x) |
=-(1 +х) |
(1 + х + х4) |
имеет |
||||
среди |
корней |
р°, |
р1 , р2 . Здесь |
m 0 |
= 0, |
m0 + d-2 |
= 2, |
т. е. й ш ш = А. |
|
Если |
взять |
g(x) |
= (1+х) (1+х |
+ х2+х3 |
+ х*), |
то |
число |
подряд |
|
идущих корней не увеличивается |
по сравнению с g(х) = (1 + х + |
||||||||
+ х2 + х3+х4) |
и а,Мин = 2. |
|
|
|
|
|
|
Порождающий многочлен для укороченного кода. Как и все групповые коды, циклические (п, £)-коды могут подвергаться укорочению. При этом порождающий многочлен остается тем
ж е, что и у исходного кода. Так как в результате укорочения уменьшается длина кодовой комбинации, то не все циклические сдвиги кодовой комбинации в укороченном (п, k) -коде есть кодо вые комбинации. В силу этого укороченные циклические коды называют псевдоциклическими. Методика построения кодовой' комбинации для укороченного циклического кода аналогична рассмотренной в п. 6.6.3, а корректирующие свойства опреде ляются корнями g(x). Для укороченного циклического кода про верочный многочлен 1ь(х) не определяется, а матрица проверок строится по порождающей матрице. Выбор порождающих мно гочленов псевдоциклических кодов целесообразно производить на базе циклических кодов длины п = 2е— 1. В этом случае при заданной абсолютной избыточности обеспечиваются требуемые корректирующие свойства и сохраняется близкая к максималь ной скорость передачи кода.
П р и м е р . Выбрать порождающий многочлен для (50,35)-кода |
с dMm |
> 5. |
|||||||
Выбор |
произведем |
по необходимому |
числу |
избыточных |
элементов |
||||
л —ft= |
15. Так как требуется обеспечить dMm> 5, |
то по теореме |
6.5 прини |
||||||
маем / = |
2. |
Ближайшее |
к требуемому значению число избыточных |
элементов |
|||||
достигается |
при е = |
7. По числам е = 7 и t = 2 на основании |
теоремы 6.5 в |
||||||
качестве |
исходного |
кода |
принимаем (127,113)-код. Порождающий |
многочлен |
|||||
g;(х) = (1 + х3 + XІ) |
(1 + х + х2 + х3 -4- XІ) |
для данного кода |
находим |
из |
приложения 2 в работе [53J. Для обеспечения требуемого числа избыточных элементов домножаем найденный порождающий многочлен на (1 + х) и окон
чательно получаем (127,112)-код с; g{x) |
= (1 + х) (1 + х3 |
+ х>) (1 + х + х* + |
+х3 + XІ). Укорочением длины кодовой комбинации на 77 разрядов получаем |
||
требуемый код. |
|
|
6.6.6. Эффективность |
циклических |
кодов |
Для оценки эффективности циклических кодов по теореме 6.5 найдем выражение для d„„„ через параметры кода. Из со
отношения п — 2е— |
1 определяем е — log2 |
(« + |
1). |
|
||||||||
Кратность гарантийно |
исправляемых |
ошибок |
можно |
выра |
||||||||
зить |
как t —(п. — k)je= |
(п — A J / l o g j ^ + l ) , а |
минимальное |
кодо- |
||||||||
|
расстояние dMHH |
= |
2t + \= |
2(п |
k) |
|
|
|
|
|||
вое |
i 0 g , ( « - f - 1 ) |
+ |
L |
|
|
|||||||
Выигрыш по достоверности |
по сравнению |
с |
простыми ко |
|||||||||
дами |
в |
реальном канале |
составляет |
|
|
|
|
|
||||
|
|
Я ( > 1 , « ) _ „ , п 1 _ а „ / |
n - k |
|
|
|
||||||
лри |
исправлении ошибок кратности до t |
включительно и |
|
|||||||||
|
_ |
Р(>,\,п) |
_ |
|
ф _ |
Л _ |
Г |
|
n - k |
|
|
|
при ^обнаружении ошибок. |
|
|
|
|
|
|
|
|
||||
Из приведенных |
формул |
видно, что эффективность цикличе |
ских кодов при обнаружении ошибок значительно выше, чем при исправлении ошибок. Например, при избыточности в 7 или 10
16 Зак. 169. |
241 |