|
|
|
|
|
|
|
|
|
Определим С для случая |
(п, к)-кода, |
исправляющего |
пакеты ошибок длиной b и меньше, т. |
е. найдем число |
возможных |
пакетов ошибок |
длины |
b и |
меньше. |
iB пределах п-элементной кодовой комбинации пакет |
ошибок из |
b элементов, представляющий собой одно из |
2 6 - 2 |
сочетаний1 ), |
может |
занимать |
п—Ь+'l |
различных |
положений. 'Пакет |
из (b—1) |
элемента, |
представляющий |
собой одно |
из 2 Ь _ 3 |
возможных сочетаний, |
может зани |
мать |
п—Ь+2 |
различных |
положений |
и т. д. |
Наконец, па |
кет из двух элементов, состоящий .из двух единиц, мо жет занимать одно из п—1 возможных положений, а оди ночная ошибка — одно из п положений. Из сказанного следует, что
С = п+ 1 + £ 2 ' ' - 2 (n — i + 1).
1=2
Используя формулу для арифметическо-геометриче- ской прогрессии, данное выражение можно преобразо вать к виду
С = 2b~l (д — Ь + 2) — 1.
Отсюда
Логарифмируя это выражение, получим r > ( 6 - l ) + l o g ( * - b + 2).
Таким образом, наименьшее число проверочных эле
ментов |
группового (п, |
к)-кода, |
исправляющего |
все |
па |
кеты |
ошибок длиной |
b и |
менее, составляет |
b—1 |
+ |
+ log ( п — Ь + 2 ) . |
|
|
|
|
Из всех известных в настоящее время избыточных ко дов специально предназначенными для исправления па кетов ошибок являются коды Файра, которые являются циклическими и образуются посредством многочлена вида
q(x)=P(x)(xe+\),
где Р(х) — неприводимый многочлен степени г, являю щийся сомножителем разложения бинома х1+1 =
= х 2 - ' + 1 .
') В пакете ошибок два крайних элемента всегда единицы.
Длина кодовой комбинации п равна наименьшему
общему .кратному |
чисел / и с, так |
как |
только в этом |
слу |
чае q(x) |
делится |
на хп+Л. При |
этом |
необходимо, |
что |
бы с не делилось на /. Число проверочных элементов |
та |
кого кода |
равно |
с+r, |
а число информационных элемен |
тов k — ii—с—\г. |
|
|
|
|
|
|Коды Файра {66, |
94] п о з в о л я ю т |
исправить любой |
оди |
ночный пакет ошибок длиной Ь и менее и одновременно
обнаружить |
любой пакет ошибок длиной m^zb, |
появив |
шийся в |
пределах я-элементной кодовой комбинации, |
при условии c^ift + m — 1 ; r^b. Если применять |
эти ко |
ды только для обнаружения ошибок, то можно обнару жить любой одиночный пакет ошибок, длина которого
|
|
|
|
|
|
|
|
|
меньше |
или |
равна |
числу |
проверочных элементов |
т'= |
= с +'/"• |
Корректирующие свойства кодов Файра обус |
ловлены |
видом |
образующего |
многочлена q(x). |
Сомно |
житель |
( х ' + 1 ) |
позволяет |
обнаружить |
наличие |
одиноч |
ного пакета ошибок длиной Ь, а многочлен Р(х) |
— по |
ложение |
внутри кодовой ' К о м б и н а ц и и . |
|
|
|
Рассмотренный выше циклический код, образующий |
многочлен которого |
имеет |
вид Р'(х) |
=-(л:+'1)Р(х), |
яв |
ляется частным |
случаем кодов |
Файра, |
когда с = 1 . Такой |
код исправляет пакет ошибок, состоящий из двух эле ментов, т. е. смежную двойную ошибку в кодовой ком бинации. Рассмотрим корректирующие возможности ко
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
да Файра |
|
для |
случая, |
когда |
образующий |
многочлен |
имеет вид |
q(x) |
= (хв+ |
1 ) (х5+х3+.\). |
Здесь |
с = 6; г=Ъ\ |
/ = 2 Г — 1 = 3 1 , |
c + 7 - = i l : l , |
/г=ЖЖ(/, |
с)=НОК(3'1,6)=«186 . |
Таким |
образом, |
|
образующий |
многочлен |
q(x) = |
= i ( x 6 + ' l )'(х5 |
+ х 3 + 1 ) |
позволяет |
построить |
код |
Файра |
(186,175), |
исправляющий |
одиночные |
пакеты |
ошибок |
длиной 3 или 2 или |
1 |
элемент |
и одновременно |
обнару |
живающий |
|
одиночные |
пакеты |
ошибок |
соответственно |
длиной 4 или 5 или 6 элементов. Используя этот же об разующий многочлен, можно построить и укороченные коды Файра с большей избыточностью, например, коды
(61,50), (86,75) и т. |
п. |
(Корректирующие |
возможности |
укороченных кодов |
будут такие же, как |
у |
полного. |
§ 6.5. Н Е П Р Е Р Ы В Н Ы Е |
К О Д Ы |
|
|
-Все рассмотренные |
выше |
избыточные |
коды относятся |
к числу блочных кодов, в которых кодирование на пе редаче '(формирование проверочных элементов) и деко-
дироваыие на приеме (обнаружение и исправление оши бок) выполняются в пределах каждой кодовой комбина ции (блока) в отдельности. Наряду с блочными кодами разработаны и получили распространение коды, в кото рых кодирование и декодирование представляют собой операции, непрерывно совершаемые над последователь ностями элементов без деления их на блоки. Такие ко ды получили название непрерывных или рекуррентных [14, '66, 94]. Принцип построения этих кодов рассмотрим на примере цепного кода [108], который является самым простым из всех известных непрерывных кодов.
В цепном коде каждый проверочный элемент форми руется путем сложения по модулю 2 двух информацион ных элементов, отстоящих один от другого на t—k—i элементов, где 4 — шаг сложения:
di®ak = b.k ,
ам®ak+t |
=bk> |
k + t , |
|
|
ak+\ ® ak+t-\-\ |
~ |
^k+\, |
А + Н - Г |
|
Так как каждый информационный |
элемент |
участвует |
в формировании двух проверочных элементов |
(рис. 6.3), |
а каждый проверочный элемент формируется по двум информационным, то число проверочных элементов, сформированных за время Т, будет равно числу инфор мационных элементов, поступивших за то же время на вход кодирующего устройства. Поэтому избыточность цепного кода равна 1/2. В канал связи передается после довательность импульсов, в которой за каждым инфор мационным следует проверочный а, Ь, а, Ь, a, b и т. д.
Рис. 6.3. Формирование провар очных элементов цепного «одя
(Принцип декодирования принимаемой последователь ности импульсов и вытекающие из него корректирующие возможности цепного кода легко уяснить, проанализиро вав изложенный выше принцип формирования провероч
ных |
элементов (рис. 6.3). Изменение численного значе |
ния |
информационного элемента, например аи (переход |
] в 0 или 0 в 1), приводит к изменению |
значений |
двух |
связанных с ним проверочных элементов, в нашем |
слу |
чае |
Oft-/,/i и <bk,h+t- Такая взаимосвязь |
информационных |
и проверочных элементов определяет процедуру декоди
рования принимаемой последовательности элементов: |
— |
на приеме информационные и |
проверочные эле |
менты |
разделяются |
и регистрируются |
независимо; |
— |
из принятой |
последовательности |
информационных |
элементов а' формируются контрольные элементы с' |
точно так же, как формировались проверочные элементы
на передаче {ah_t@a'k== ck_u |
fe)x); |
— каждый контрольный |
элемент сравнивается с при |
нятым из канала связи соответствующим проверочным
элементом: c'k_t< k |
с Ъ\_и k ; c'k_t+h |
k + l |
с bk_i+[> |
А + 1 и т . д . ; |
— |
при отсутствии искажений в канале связи сравни |
ваемые контрольные и проверочные элементы |
будут оди |
наковыми; |
|
|
|
|
|
— |
при ошибках в принимаемой |
последовательности |
и искажении |
'информационного |
элемента, |
например, |
а ь (a'k ^ |
а*)> c'k-t |
ft и |
с'к А + / Н Е совпадают соответственно с |
K-t, -k |
и К, kit • |
|
|
|
|
Наличие двух |
несовпадений |
контрольных и провероч |
ных элементов, сдвинутых друг от друга на / элементов (7 — шаг сложения), указывает на то, что искажен ин
формационный элемент, |
общий для обоих |
проверочных |
элементов \(b'k_t k и b'k k |
+ t ) , т. е. значение |
a'k необхо |
димо изменить на обратное; |
|
— при искажении только проверочного |
элемента, на |
пример b'k_t |
k ФЬ^-г, л, и правильном приеме информаци |
онных |
элементов |
(au-t 'И ЙЙ) несовпадающей окажется |
только |
одна |
пара |
элементов {c'k_t к |
не совпадет с |
') Информационные и проверочные элементы, принятые из ка нала связи, а также сформированные на приеме контрольные эле менты будем обозначать со штрихами (а', Ь', с').
b*b_i k ) - Наличие одного несовпадения контрольных й проверочных элементов указывает па ошибочный прием проверочного элемента.
|
Из рассмотренного принципа декодирова- |
|
иия следует, что цепной |
код является |
кодом, |
» и с п р а в л я ю щ и м |
ошибки. |
Определим |
условия, |
^ * |
при которых обеспечивается исправление оши- |
|
бочно принятых элементов. Согласно принципу |
*> |
формирования |
проверочных элементов при |
^шаге сложения t вся последовательность пе
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
редаваемых в канал связи элементов |
разби- |
£ ^ |
|
вается как бы на t цепей. В каждую |
из цепей |
|
|
входят |
информационные |
и проверочные эле- |
$ |
|
менты, связанные друг с другом |
(см. рис. 6 . 4 ) . |
|
|
Рассматривая каждую цепь в отдельности, что |
|
|
справедливо в силу их независимости, .видим, |
jE£ |
|
что для исправления |
ошибочно |
принятого ин- |
j T i |
|
формациоиного элемента, например щи необ- |
|
^ |
ходимо, |
чтобы |
предыдущий |
и |
последующий |
( ^ |
= |
информационные элементы |
этой |
цепи {ah-t и |
са* |
* |
aii+t), а |
также |
соответствующие |
проверочные |
'кг |
а |
элементы |
{bh-i,h |
и buji+t) |
были |
приняты нра- |
|
2 |
вильно. .Кроме элемента |
а/„ в данной |
цепи мо- |
j |
S |
Г ут быть искажены элементы |
ап+31, «/i+6( |
" т. д., |
* |
3 |
т. е. каждый третий информационный |
элемент, |
г'. |
g_ Это условие выполняется |
полностью, |
еслипро- |
i £ |
с |
должителыюсть |
помехи такова, |
что при шаге |
|
е |
сложения / искажаются |
не более чем 2t под- |
|
н |
ряд расположенных |
элементов и проверочные |
сз* |
| |
элементы передаются |
в канал связи с |
задерж- |
••ч кой на (314-4) элемент.
4* |
1 |
Необходимость задержки проверочных эле- |
*t |
rj |
ментов перед передачей их в канал |
связи вы- |
ез* |
| |
текает из самого принципа кодирования цеп- |
* |
g |
ного кода. При наличии задержки |
последова- |
2£ |
g |
тельность элементов, |
передаваемая |
в канал |
|
§ |
связи, будет иметь |
вид, представленный на |
^ч рис. 6.4.
v |
,2 |
Исходя из изложенных |
исправляющих воз- |
* |
~ |
можностей цепного кода в пределах |
каждой |
7? |
2 |
цепи |
и |
учитывая их независимость, |
можно |
f * * |
<j |
сформировать следующее |
основное |
свойство |
. |
|
цепного |
кода: при шаге |
сложения / ч<од нс- |
1 1 |
|
правляет пакет ошибок длиной b^Lftt |
при ус |
|
|
ловии, |
что каждый проверочный элемент пе- |