Выбор образующего многочлена по заданному объему кода и заданной корректирующей способности

4.10 Выбор образующего многочлена по заданному объему кода и заданной корректирующей способности

По заданному объему кода однозначно определяется число информационных разрядов k. Далее необходимо найти наименьшее n, обеспечивающее обнаружение или исправление ошибок заданной кратности. В случае циклического кода эта проблема сводится к нахождению нужного многочлена g(x).

Начнем рассмотрение с простейшего циклического кода, обнаруживающего все одиночные ошибки.

Любая принятая по каналу связи кодовая комбинация h(x), возможно содержащая ошибку, может быть представлена в виде суммы по модулю два неискаженной комбинации кода f(x) и вектора ошибки ξ(x):

h(x) = f(x) Å ξ(x)

При делении h(x) на образующий многочлен g(x) остаток, указывающий на наличие ошибки, обнаруживается только в том случае, если многочлен, соответствующий вектору ошибки, не делится на g(x): f(x)-неискаженная комбинация кода и, следовательно, на g(x) делится без остатка.

Вектор одиночной ошибки имеет единицу в искаженном разряде и нули во всех остальных разрядах. Ему соответствует многочлен ξ(x) = xⁱ. Последний не должен делиться на g(x). Среди неприводимых многочленов, входящих в разложении хⁿ+1, многочленом наименьшей степени, удовлетворяющим указанному условию, является x + 1. Остаток от деления любого многочлена на x + 1 представляет собой многочлен нулевой степени и может принимать только два значения: 0 или 1. Все кольцо в данном случае состоит из идеала, содержащего многочлены с четным числом членов, и одного класса вычетов, соответствующего единственному остатку, равному 1. Таким образом, при любом числе информационных разрядов необходим только один проверочный разряд. Значение символа этого разряда как раз и обеспечивает четность числа единиц в любой разрешенной кодовой комбинации, а, следовательно, и делимость ее на xⁿ + 1.

Полученный циклический код с проверкой на четность способен обнаруживать не только одиночные ошибки в отдельных разрядах, но и ошибки в любом нечетном числе разрядов.

Прежде чем исправить одиночную ошибку в принятой комбинации из п разрядов, необходимо определить, какой из разрядов был искажен. Это можно сделать только в том случае, если каждой одиночной ошибке в определенном разряде соответствуют свой класс вычетов и свой опознаватель. Так как в циклическом коде опознавателями ошибок являются остатки от деления многочленов ошибок на образующий многочлен кода g(x), то g(x) должно обеспечить требуемое число различных остатков при делении векторов ошибок с единицей в искаженном разряде. Как отмечалось, наибольшее число остатков дает неприводимый многочлен. При степени многочлена m = n-k он может дать 2^n-k - 1 ненулевых остатков (нулевой остаток является опознавателем безошибочной передачи).

Следовательно, необходимым условием исправления любой одиночной ошибки является выполнение неравенства

2^n-k- 1³ = n,

где  - общее число разновидностей одиночных ошибок в кодовой комбинации из п символов; отсюда находим степень образующего многочлена кода

m = n – k ³ log₂(n+1)

и общее число символов в кодовой комбинации. Наибольшие значения k и п для различных m можно найти пользуясь табл. 4.13.

Таблица 4.13.

Как указывалось, образующий многочлен g(x) должен быть делителем двучлена хⁿ+1. Доказано, что любой двучлен типа х^2m-1+ 1 = хⁿ+1 может быть представлен произведением всех неприводимых многочленов, степени которых являются делителями числа т (от 1 до т включительно). Следовательно, для любого т существует по крайней мере один неприводимый многочлен степени т, входящий сомножителем в разложение двучлена хⁿ+1.

Пользуясь этим свойством, а также имеющимися в ряде книг таблицами многочленов, неприводимых при двоичных коэффициентах, выбрать образующий многочлен при известных n и m несложно. Определив образующий многочлен, необходимо убедиться в том, что он обеспечивает заданное число остатков.

Пример 35. Выберем образующий многочлен для случая n = 15 и m = 4.

Двучлен x¹⁵ + 1 можно записать в виде произведения всех неприводимых многочленов, степени которых являются делителями числа 4. Последнее делится на 1, 2, 4.

В таблице неприводимых многочленов находим один многочлен первой степени, а именно x+1, один многочлен второй степени x² + x + 1 и три многочлена четвертой степени: х⁴ + x + 1, х⁴ + х³ + 1, х⁴ + х³ + х² + х + 1. Перемножив все многочлены, убедимся в справедливости соотношения (х + 1)(х² + х + 1)(х⁴ + х+ 1)(х⁴ + х³+ 1)(х⁴ + х³ + х² + х + 1) = x¹⁵ + 1

Один из сомножителей четвертой степени может быть принят за образующий многочлен кода. Возьмем, например, многочлен х⁴ + х³ + 1, или в виде двоичной последовательности 11001.

Чтобы убедиться, что каждому вектору ошибки соответствует отличный от других остаток, необходимо поделить каждый из этих векторов на 11001.Векторы ошибок m младших разрядов имеют вид: 00…000, 00…0010, 00…0100, 00…1000.

Степени соответствующих им многочленов меньше степени образующего многочлена g(x). Поэтому они сами являются остатками при нулевой целой части. Остаток, соответствующий вектору ошибки в следующем старшем разряде, получаем при делении 00...10000 на 11001, т.е.

Аналогично могут быть найдены и остальные остатки. Однако их можно получить проще, деля на g(x) комбинацию в виде единицы с рядом нулей и выписывая все промежуточные остатки:

При последующем делении остатки повторяются.

Таким образом, мы убедились в том, что число различных остатков при выбранном g(x) равно п = 15, и, следовательно, код, образованный таким g(x), способен исправить любую одиночную ошибку. С тем же успехом за образующий многочлен кода мог быть принят и многочлен х⁴ + х + 1. При этом был бы получен код, эквивалентный выбранному.

Однако использовать для тех же целей многочлен х⁴ + х³ + x² + х + 1 нельзя. При проверке числа различных остатков обнаруживается, что их у него не 15, а только 5. Действительно,

Это объясняется тем, что многочлен x⁴ + х³ + х² + х + 1 входит в разложение не только двучлена x¹⁵+ 1, но и двучлена x⁵ + 1.

Из приведенного примера следует, что в качестве образующего следует выбирать такой неприводимый многочлен g(x) (или произведение таких многочленов), который, являясь делителем двучлена х^п + 1, не входит в разложение ни одного двучлена типа х^λ+ 1, степень которого λ меньше п. В этом случае говорят, что многочлен g(x) принадлежит показателю степени п.

В табл. 4.14 приведены основные характеристики некоторых кодов, способных исправлять одиночные ошибки или обнаруживать все одиночные и двойные ошибки.

Таблица 4.14.

Это циклические коды Хэмминга для исправления одной ошибки, в которых в отличие от групповых кодов Хэмминга все проверочные разряды размещаются в конце кодовой комбинации.

Эти коды могут быть использованы для обнаружения любых двойных ошибок. Многочлен, соответствующий вектору двойной ошибки, имеет вид ξ(х) = хⁱ – х^j, или ξ(x) = хⁱ(х^{j – i}+ 1) при j>i. Так как j – i<n, a g(x) не кратен х и принадлежит показателю степени п, то ξ(x) неделится на g(x), что и позволяет обнаружить двойные ошибки.

Образующие многочлены кодов, способных обнаруживать одиночные, двойные и тройные ошибки, можно определить, базируясь на следующем указании Хэмминга. Если известен образующий многочлен р(х^т) кода длины п, позволяющего обнаруживать ошибки некоторой кратности z, то образующий многочлен g(x) кода, способного обнаруживать ошибки следующей кратности (z + 1), может быть получен умножением многочлена р(х^т) на многочлен х + 1, что соответствует введению дополнительной проверки на четность. При этом число символов в комбинациях кода за счет добавления еще одного проверочного символа увеличивается до n + l.

В табл. 4.15 приведены основные характеристики некоторых кодов, способных обнаруживать ошибки кратности три и менее.

Таблица 4.15.

Похожие работы

Энтропия. Теория информации

Скачать

63729

48

3

... порядок чередования букв формируется согласно правилам, заданным верхними иерархическими уровнями текста, то есть не «снизу вверх», а «сверху вниз». Что же касается исполь­зуемой теорией информации вероятностной функции энтропии, то она может быть использована в качестве точного математического инструмента только на нижних уровнях иерархии текста, поскольку только на этих уровнях удается найти ...

Классическая теория информации и еe ограничения

Скачать

12754

0

0

... , 1968. - 340 с.]. В связи с этим логично было бы далее предположить, что она не предполагает строго количественного эквивалента, подобно энергии или материи. Но парадокс классической теории информации именно в том и состоит, что в её основе лежит предположение Р.Хартли, согласно которому информация допускает количественную оценку [Hartley R.V.L. Transmission of Information // BSTJ.- 1928. - V.7 - ...

Прикладная теория информации

Скачать

88587

0

39

... связано с приложением теории в технике связи - рассмотрением проблемы разработки конкретных методов и средств кодирования сообщений, то совокупность излагаемых вопросов называют теорией информации и кодирования или прикладной теорией информации. Другая точка зрения состоит в том, что глобальной проблемой теории информации следует считать разработку принципов оптимизации системы связи в целом. В ...

Концепции общей теории информации

Скачать

96932

1

1

... с явлениями, которых, может быть, никогда не было и никогда не будет. Память каждого объекта всегда ограничена, а большая часть поступающей информации так и остается невостребованной. При этом общее ее количество (с точки зрения переносящих ее информационных кодов), безусловно, превышает возможности полного ее запоминания. Для предотвращения переполнения памяти и соответственно потери возможности ...