Скачать

Избыточные коды

Московский Технический Университет Связи и Информатики

Преподаватель: Смердова Н. Е.

Группа: РТ 9505

Студент: Матвеев А. Н.

Дата сдачи: Май 1999 года.

Москва, 1999 г.

Вступление.

Известно, что каналы, по которым передается информация, практически никогда не бывают идеальными (каналами без помех). В них почти всегда присутствуют помехи. Отличие лишь в уровне помех и их спектральном составе. Помехи в каналах образуются по различным причинам, но результат воздействия их на передаваемую информацию всегда один – информация теряется (искажается).

Для предотвращения потерь информации в канале были придуманы избыточные коды (коды с избыточностью). Преимущество избыточного кода в том, что при приеме его с искажением (количество искаженных символов зависит от степени избыточности и структуры кода) информация может быть восстановлена на приемнике.

Существуют избыточные коды с обнаружением (они только обнаруживают ошибку) и коды с исправлением (эти коды обнаруживают место ошибки и исправляют ее).

Для различных помех в канале существуют различные по своей структуре и избыточности коды. Обычно избыточность кодов находится в пределах 10…60% или чуть больше. Избыточность 1/4 (25%) применяется при записи информации на лазерные диски и в системах цифрового спутникового ТВ.

Классификация кодов.

Известно большое число помехоустойчивых кодов, которые классифицируются по различным признакам. По­мехоустойчивые коды можно разделить на два больших класса: блочные и непрерывные. При блочном кодировании последова­тельность элементарных сообщений источника разбивается на от­резки и каждому отрезку ставится в соответствие определенная последовательность (блок) кодовых символов, называемая обыч­но кодовой комбинацией. Множество всех кодовых комбинаций, возможных при данном способе блочного кодирования, и есть блочный код.

Длина блока может быть как постоянной, так и переменной. Различают равномерные и неравномерные блоч­ные коды. Помехоустойчивые коды являются, как правило, рав­номерными.

Блочные коды бывают разделимыми и неразделимыми. К разделимым относятся коды, в которых символы по их назначению могут быть разделены на информационные символы, несущие ин­формацию о сообщениях и проверочные. Такие коды обознача­ются как (n, k), где n- длина кода, k- число информационных символов. Число комбинаций в коде не превышает 2^k. К нераздели­мым относятся коды, символы которых нельзя разделить по их назначению на информационные и проверочные.

Коды с постоянным весом характеризуются тем, что их кодо­вые комбинации содержат одинаковое число единиц: Примером такого кода является код “3 из 7”, в котором каждая кодовая комбинация содержит три единицы и четыре нуля (стандартных телеграфный код № 3).

Коды с постоянным весом позволяют обнаружить все ошибки кратности q=1,...,n за исключением случаев, когда число еди­ниц, перешедших в нули, равно числу нулей, перешедших в еди­ницы. В полностью асимметричных каналах, в ко­торых имеет место только один вид ошибок (преобразование ну­лей в единицы или единиц в нули), такой код дозволяет обнару­жить все ошибки. В симметричных каналах вероятность необна­руженной ошибки можно определить как вероятность одновременного искажения одной единицы и одного нуля:

где Pош вероятность искажения символа.

Среди разделимых кодов различают линейные и нелинейные. К линейным относятся коды, в которых поразрядная сумма по модулю 2 любых двух кодовых слов также является кодовым словом. Линейный код называется систематическим, если первые k символов его любой кодовой комбинации являются информаци­онными, остальные (n- k) символов — проверочными.

Среди линейных систематических кодов наиболее простой код (n, n-k), содержащий один проверочный символ, ко­торый равен сумме по модулю 2 всех информационных символов. Этот код, называемый кодом с проверкой на четность, позволяет обнаружить все сочетания ошибок нечетной кратности. Вероятность необнаруженной ошибки в первом приближении можно определить как вероятность искажения двух символов:

Подклассом линейных кодов являются циклические коды. Они характеризуются тем, что все наборы, образованные циклической перестановкой любой кодовой комбинации, являются также кодо­выми комбинациями. Это свойство позволяет в значительной сте­пени упростить кодирующее и декодирующее устройства, особен­но при обнаружении ошибок и исправлении одиночной ошибки. Примерами циклических кодов являются коды Хэмминга, коды Боуза - Чоудхури - Хоквингема (БЧХ — коды) и др.

Примером нелинейного кода является код Бергера, у которо­го проверочные символы представляют двоичную запись числа единиц в последовательности информационных символов. Напри­мер, таким является код: 00000; 00101; 01001; O111O; 10001; 10110; 11010; 11111. Коды Бергера применяются в асиммет­ричных каналах. В симметричных каналах они обнаруживают все одиночные ошибки и некоторую часть многократных.

Непрерывные коды характеризуются тем, что операции коди­рования и декодирования производятся над непрерывной последо­вательностью символов без разбиения ее на блоки. Среди непре­рывных наиболее применимы сверточные коды.

Как известно различают каналы с независимыми и группирующимися ошибками. Соответственно помехоустойчивые коды можно разбить на два класса: исправляющие независимые ошибки и исправляющие пакеты ошибок. Далее будут рассматриваться в основном коды, исправляющие независимые ошибки. Это объясняется тем, что хотя для исправления пакетов ошибок раз­работано много эффективных кодов, на практике целесообразнее использовать коды, исправляющие независимые ошибки вместе с устройством перемежения символов или декорреляции ошибок. При этом символы кодовой комбинации не передаются друг за другом, перемешиваются с символами других кодовых комбинаций. Ес­ли интервал между символами, принадлежащими одной кодовой комбинации, сделать больше чем “память” канала, то ошибки в пределах кодовой комбинации можно считать независимыми, что и позволяет использовать коды, исправляющие независимые ошибки.

Блочные коды. Построение кодеков.

Линейные коды.

Из определения следует, что любой линейный код (п, k) мож­но получить из k линейно независимых кодовых комбинаций пу­тем их посимвольного суммирования по модулю 2 в различных сочетаниях. Исходные линейно независимые кодовые комбина­ции называются базисными.

Представим базисные кодовые комбинации в виде матрицы размерностью nXk

(7.7)

В теории кодирования она называется порождающей. Тогда про­цесс кодирования заключается в выполнении операции: B=AG,

где А- вектор размерностью k, соответствующий сообщению, В- вектор размерностью п, соответствующий кодовой комби­нации.

Таким образом, порождающая матрица (7.7) содержит всю не­обходимую для кодирования информацию. Она должна хранить­ся в памяти кодирующего устройства. Для двоичного кода объем памяти равен kXn двоичных символов. При табличном задании кода кодирующее устройство должно запоминать

двоичных символов.

Две порождающие матрицы, которые отличаются друг от дру­га только порядком расположения столбцов, задают коды, ко­торые имеют одинаковые расстояния Хэмминга между соответствующими кодовыми комбинациями, а следовательно, одинако­вые корректирующие способности. Такие коды называются экви­валентными.

В качестве базисных комбинаций часто выбирают кодовые комбинации, содержащие по одной единице среди информационных символов. При этом порождающую матрицу удается записать в канонической форме (7.8)

где I- единичная kXk подматрица, P-kX(n-k)- подматрица проверочных символов, определяющая свойства кода. Матрица задает систематический код. Можно показать, что для лю­бого линейного кода существует эквивалентный систематический код.

Линейный (п, k) код может быть задан про­верочной матрицей Н размерности (rХп). При этом комбинация В принадлежит коду только в том случае, если вектор В ортого­нален всем строкам матрицы Н, т. е. если выполняется равенство (7.9)

где т—символ транспонирования матрицы. Так как это равенство справедливо для любой кодовой комбинации, то

Каноническая форма матрицы Н имеет вид (7.10)

где P - подматрица, столбцами которой служат строки подмат­рицы Р (7.8), I-единичная rXr подматрица. Подставляя (7.10) в (7.9), можно получать п—k уравнений вида (7.11)

которые называются уравнениями проверки. Из (7.11) следует, что проверочные символы кодовых комбинаций линейного кода образуются различными линейными комбинациями информаци­онных символов. Единицы в любой j-й строке подматрицы Р, входящей в проверочную матрицу (7.10), указывают, какие информационные символы участвуют в формировании j-го провероч­ного символа.

Очевидно, что линейный (п, k) код можно построить, исполь­зуя уравнения проверки (7.11). При этом первые k символов ко­довой комбинации информационные, а остальные п-k симво­лов - проверочные, образуемые в соответствии с (7.11).

С помощью проверочной матрицы сравнительно легко можно построить код с заданным кодовым расстоянием. Это построение основано на следующей теореме: кодовое расстояние линей­ного (п, k) кода равно d тогда и только тогда, когда любые d-1 столбцов проверочной матрицы этого кода линейно независимы, но некоторые d столбцов проверочной матрицы линейно зависимы.

Заметим, что строки проверочной матрицы линейно независи­мые. Поэтому проверочную матрицу можно использовать в ка­честве порождающей для некоторого другого линейного кода (п, п-k), называемого двойственным.

Кодирующее устройство для линейного (п,k) кода (рис. на предыдущей стр.) состоит из k-разрядного сдвигающего регистра и r=п-k бло­ков сумматоров по модулю 2. Информационные символы одно­временно поступают на вход регистра и на выход кодирующего устройства через коммутатор К. С поступлением k-го информаци­онного символа на выходах блоков сумматоров в соответствии с уравнениями (7.11) формируются проверочные символы, которые затем последовательно поступают на выход кодера. Процесс декодирования сводится к выполнению операции

, где S — вектор размерностью (п-k), называемый синдромом, В- вектор принятой кодовой комбинации.

Если принятая комбинация В совпадает с одной из разрешенных В (это имеет место тогда, когда либо ошибки в принятых символах отсутствуют, либо из-за действия помех одна разрешенная кодовая комбинация переходит в другую), то

В противном случае S≠O, причем вид синдрома зависит только от вектора ошибок е. Действительно,

где В- вектор, соответствующий передаваемой кодовой комби­нации. При S=0 декодер принимает решение об отсутствии оши­бок, а при S≠O - о наличии ошибок. По конкретному виду синдрома можно в пределах кор­ректирующей способности кода указать на ошибочные символы и их исправить.

Декодер линейного кода (рис. на следующей стр.) состоит из k- разрядного сдвигающего регистра, (п-k) блоков сумматоров по модулю 2, схе­мы сравнения, анализатора ошибок и корректора. Регистр слу­жит для запоминания информационных символов принятой кодо­вой последовательности, из которых в блоках сумматоров формируются проверочные символы. Анализатор ошибок по конкретно­му виду синдрома, получаемого в результате сравнения формиру­емых на приемной стороне и принятых проверочных символов, оп­ределяет места ошибочных символов. Исправление информацион­ных символов производится в корректоре. Заметим, что в общем случае при декодировании линейного кода с исправлением ошибок в памяти декодера должна храниться таблица соответствий между синдромами и векторами ошибок. С приходом каждой кодовой комбина­ции декодер должен перебрать всю таблицу. При небольших зна­чениях (п-k) эта операция не вызывает затруднений. Однако для высокоэффективных кодов длиной п, равной нескольким десяткам, разность (п-k) принимает такие значения, что перебор таблицы оказывается практически невозможным. Например, для кода (63, 51), имеющего кодовое расстояние d=5, таблица состоит из 2^12 = 4096 строк.

Задача заключается в выборе наилучшего (с позиции то­го или иного критерия) кода. Следует заметить, что до сих пор общие методы синтеза оптимальных линейных кодов не разра­ботаны.

Циклические коды.

Циклические коды относятся к классу линейных системати­ческих. Поэтому для их построения в принципе достаточно знать порождающую матрицу.

Можно указать другой способ построения циклических кодов, основанный на представлении кодовых комбинаций многочлена­ми b(х) вида:

где bn-1bn-2...bo - кодовая комбинация. Над данными много­членами можно производить все алгебраические действия с уче­том того, что сложение здесь осуществляется по модулю 2.

Каждый циклический код (n, k) характеризуется так назы­ваемым порождающим многочленом. Им может быть любой мно­гочлен р(х) степени n-k. Циклические коды характеризуются тем, что многочлены b(x) кодовых комбинаций делятся без остатка на р(х). Поэтому процесс кодирования сводится к отысканию многочлена b(x) по известным многочленам a(х) а р(х), делящегося на р(х), где a(х)- многочлен степени k-1, соответствующий информацион­ной последовательности символов.

Очевидно, что в качестве многочлена b(x) можно использо­вать произведение a(х)р(х). Однако при этом информационные и проверочные символы оказываются перемешанными, что затруд­няет процесс декодирования. Поэтому на практике в основном применяется следующий метод нахождения многочлена b(x).

Умножим многочлен а(х) на и полученное произведение разделим на р(х). Пусть (7.12)

где m(х)- частное, а с(х)- остаток. Так как операции сумми­рования и вычитания по модулю 2 совпадают, то выражение (7.12) перепишем в виде: (7.13)

Из (7.13) следует, что многочлен делится на р(х) и, следовательно, является искомым.

Многочлен имеет следующую структуру: первые n-k членов низшего порядка равны нулю, а коэффициенты осталь­ных совпадают с соответствующими коэффициентами информа­ционного многочлена а(х). Многочлен с(х) имеет степень мень­ше n-k. Таким образом, в найденном многочлене b(x) коэффициенты при х в степени n-k и выше совпадают с информацион­ными символами, а коэффициенты при остальных членах, опре­деляемых многочленом с(х), совпадают с проверочными сим­волами. На основе приведенных схем умножения и деления многочле­нов и строятся кодирующие устройства для циклических кодов.

В качестве примера приведена схема кодера и декодера для кода (см. рис.) с порождающим многочленом:

Код имеет кодовое расстояние d=3, что позволяет ему исправ­лять все однократные ошибки.

Принятая кодовая комбинация одновременно поступает в бу­ферный регистр сдвига, служащий для запоминания кодовой ком­бинации и для ее циклического сдвига, и на устройство деления на многочлен р(х) для вычисления синдрома. В исходном состоянии ключ находится в положении 1. После семи тактов буферный ре­гистр оказывается загруженным, а в регистре устройства деления будет вычислен синдром. Если вес синдрома больше единицы, то декодер начинает производить циклические сдвиги комбинации в буферном регистре при отсутствии новой комбинации на входе и одновременно вычислять их синдромы s(x)ximodp(x) в устрой­стве деления. Если на некотором 1-м шаге вес синдрома окажет­ся меньше 2, то ключ переходит в положение 2, обратные связи в регистре деления разрываются. При последующих тактах ошиб­ки исправляются путем подачи содержимого регистра деления на вход сумматора по модулю 2, включенного в буферный регистр. После семи тактов работы декодера в автономном режиме ис­правленная комбинация в буферном регистре возвращается в ис­ходное положение (информационные символы будут занимать старшие разряды).

Существуют и другие, более универсальные, алгоритмы деко­дирования.

К циклическим кодам относятся коды Хэмминга, которые яв­ляются примерами немногих известных совершенных кодов. Они имеют кодовое расстояние d=3 и исправляют все одиночные ошибки. Среди циклических кодов широкое применение нашли коды Боуза- Чоудхури- Хоквингема (БЧХ).

Сверточные коды

Методы описания сверточных кодов.

Кодер СК содержит регистр памяти для хранения опреде­ленного числа информационных символов и преобразователь информационной последовательности в кодовую последовательность. Процесс кодирования производится непрерывно. Скорость кода R=k/n, где k - число информационных символов, одновременно поступающих на вход кодера, n - число соответствующих им символов на выходе кодера. Схема простого кодера показана на рис. 1.1а.

Информационные двоичные символы u поступают на вход регистра с К разрядами. На выходах сумматоров по модулю 2 образуются ко­довые символы a(1) и a(2). Входы сумматоров соединены с определенными разрядами регистра. За время одного ин­формационного символа на выходе обра­зуются два кодовых символа (R= 1/2). Возможно кодирование и с другими скоростями. При скорости 2/3 на вход кодера одновременно поступает k=2 информационных символа, на выходе при этом образуется n=3 кодовых символа. Схема такого кодера показана на рис. 1.1,6.

Рассматриваемый код называется сверточным, постольку последователь­ность кодовых символов а может быть определена как свертка информационных символов u с импульсным откликом кодера. На рис. 1.2 показано прохожде­ние единичной последовательности u=100… через кодер.

Символы a(1) и a(2) на его выходе образуют импульсный отк­лик h= 00111011 00... Таким образом, если на входе кодера действует произвольная информационная последователь­ность и, то последовательность на его выходе есть сумма по модулю 2 всех импульсных откликов, обусловленных действием смещенных во времени символов 1. Сверточный кодер, как автомат с конечным числом состоя­ний, может быть описан диаг­раммой состояний. Диаграмма представляет собой направлен­ный граф и описывает все воз­можные переходы кодера из од­ного состояния в другое, а так­же содержит символы выходов кодера, которые сопровожда­ют эти переходы.

Первоначально кодер находится в состоянии 00, и поступление на его вход информационного символа u=0 перевозят его также в состояние 00. При этом на выходе кодера будут символы a(1)a(2)=00. На диаграмме этот переход обозна­чается петлей 00, выходящей из состояния 00 и вновь возвращающейся в это состояние. Далее, при поступлении символа u=1 кодер переходит в состояние 10, при этом, на выходе будут символы a(1)a(2)=11. Этот переход из состояния 00 в состояние 10 обозначается пунктирной линией. Далее воз­можно поступление на вход кодера информационных симво­лов 0 либо 1. При этом кодер переходит в состояние 01 либо 11, а символы на выходе будут 10 либо 01 соответствен­но. Процесс построения диаграммы заканчивается когда бу­дут просмотрены все возможные переходы из одного состоя­ния во все остальные.

Решетчатая диаграмма является разверткой диаграммы состояний во времени. На решетке состояния показаны узлами, а пе­реходы соединяющими их линиями. После каждого пере­хода из одного состояния в другое происходит смещение на один шаг вправо. Решетчатая диаграмма дает наглядное представление всех разрешенных путей, по которым может продвигаться кодер при кодировании. Каждой информацион­ной последовательности на входе кодера соответствует един­ственный путь по решетке. Построение решетки производится на основе диаграммы состояний. Исходное состояние S(1)S(2)=0. С поступлением очередного символа u=0 либо 1 воз­можны переходы в состояния 00 либо 10, обозначаемые вет­вями 00 и 11. Процесс следует продолжить, причем через три шага очередной фрагмент, решетки будет повторяться. Пунктиром показан путь 11100001..., соответствующий по­ступлению на вход кодера информационной последовательности 1011...

Для описания кодера последовательности символов на его входе и выходе представляют с использованием оператора задержки:

Здесь индексы в скобках обозначают: i- номер входа коде­ра, 1≤ j≤ n, j- номер выхода кодера, 1≤i≤ k. Индексы без скобок (0, 1, 2, ...) обозначают дискретные моменты времени.

Процесс кодирования может быть представлен как умножение многочлена входной информационной последователь­ности u(D) на порождающие многочлены кода G(j)(D), кото­рые описывают связи ячеек регистра кодера с его выходами (1.1):

СК можно также задавать порождающей матрицей (1.3):

Порождающая матрица состоит из сдвигов базисной по­рождающей матрицы (верхняя строка матрицы О), которая, в свею очередь, состоит из элементар­ных матриц Gi, 0≤i≤k-1, содержащих k строк и n столб­цов. Элементами этих матриц двоичных кодов являются сим­волы 0 и 1.

Как при использовании блоковых кодов, процесс кодирования может быть представлен в матричной форме: A=UG (1.4)

,где U- полубесконечная матрица входных информационных символов, А- полубесконечная матрица символов на выходе кодера.

Декодирование сверточных кодов.

Алгебраические методы декодирования основаны на ис­пользовании алгебраических свойств кодовых последователь­ностей. В ряде случаев эти методы приводят к простым реа­лизациям кодека. Такие алгоритмы являются неоптимальными, так как используемые алгебраические процедуры декодирования предназначены для исправления конкретных (и не всех) конфигураций ошибок в канале. Алгебраические методы отождествляют с поэлементным приемом последо­вательностей, который для кодов с избыточностью, как известно, дает худшие результаты, чем прием в целом.

Вероятностные методы декодирования значительно ближе к оптимальному приему в целом, так как в этом случае де­кодер оперирует с величинами, пропорциональными вероят­ностям, оценивает и сравнивает вероятности различных ги­потез и на этой основе выносит решения о передаваемых сим­волах.

Пороговое декодирование.

Вероятностные методы декодирования достаточно сложны в реализации, хотя и обеспечивают высокую помехоустойчи­вость. Наряду с ними широко применяют более простые ал­горитмы. Для этой цели используют класс СК, допускающих пороговое декодирование.

Рассмотрим систематический код со скоростью 1/2 и мно­гочленами:

Схема кодека на рисунке. Моделью двоичного канала являются сумматоры по

модулю 2, на входы которых, кроме кодовых последовательностей а(1) и а(2), поступают ошибки е(1) и е(2). Декодер содержит аналог кодера, в котором принятым символам формируется копия проверочной последовательности. В формирователе синдрома (сумматоре по моду­лю 2) образуется последовательность синдромов, которая поступает на вход синдромного регистра. Наборам ошибок соответствуют определенные конфигурации синдромов последовательности S. Если количество ненулевых синдромов превышает определенный порог, на выходе порогового элемента появляется символ коррекции, который в корректоре исполь­зуется для исправления ошибки в информационном символе.

Список использованной литературы:

1. Радиотехнические системы передачи информации, под ред. В. В. Калмыкова
2. Сверточные коды в системах передачи информации, учебное пособие