信道编码有限域和多项式

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无线通信工程—无线通信的信道编码总结

无线通信工程—无线通信的信道编码总结

奇偶校验码 汉明码 BCH码

卷积码
非系统卷积码
道 编
正交码

系统卷积码
W-A码

m序列
交 编
岩垂码

L序列
扩散码
RS码
线性分组码
概述
– 基本概念 – 基本性质 – 伴随式译码 – 纠错能力和码限
举例
– 循环码 – BCH码和RS码
线性分组码----概述
基本概念
– 生成矩阵和校验矩阵
满足 v mG 的G矩阵称为生成矩阵;
位发生一个错误,即 e (0, ,0,eni ,0, ,0) 时,有
ST

T
Hv

HeT

(hnri1
,
hr2 ni
,
, hn0i )T
这就是说,当 v 的第i位发生一个错误时,S T 等于H矩阵的第i列。 反之,如果收到码字的伴随式 S T 等于H矩阵的第i列,我们就说
码字的第i位有错。
循环码的监督多项式或校验多项式。
线性分组码----循环码
循环码的伴随式译码
– 原理
设 s (sr1, sr2, s0 ) 对应的伴随多项式为
s(x) sr1xr1 sr2 xr2 s1x s0
则由 sT HrT HeT 知
k
sr1
h r k i r 1 ni

rnk 1,
i 1
将上式分别代入s(x),得
k
s0 h0kirni r0 i 1
s(x) (rn1xn1 rn2xn2 r0 )g(x) (r(x))g(x) (e(x))g(x)
线性分组码----循环码

10信道编码简介

10信道编码简介

第二章 信道编码简介2、1信道编码简介一、信道编码理论1948年,信息论的创始人Shannon 从理论上证明了信道编码定理又称为Shannon 第二定理。

它指出每个信道都有一定的信道容量C ,对于任意传输速率R 小于信道容量C ,存在有码率为R 、码长为n 的分组码和),,(00m k n 卷积码,若用最大似然译码,则随码长的增加其译码错误概率e p 可以任意小]1[。

)(R E n b e b e A p -≤ (2.1))()()1(0R E n c R E n m c e c c c e A e A p -+-=≤ (2.2)式中,b A 和c A 为大于0的系数,)(R E b 和)(R E c 为正实函数,称为误差指数,它与R 、C 的关系]2[如图2.1所示。

由图可以看出:)(R E 随信道容量C 的增大而增加,随码率R 的增加而减小。

这个存在性定理告诉我们可以实现以接近信道容量的传输速率进行通信,但并没有给出逼近信道容量的码的具体编译码方法。

Shannon 在信道编码定理的证明中引用了三个基本条件:1、采用随机编译码方式;2、编译码的码长n 趋于无穷大;3、译码采用最佳的最大后验译码。

在高斯白噪声信道时,信道容量:)/](1[log 02s bit WN P W C S += (2.3)上式为著名的Shannon 公式,式中W 是信道所能提供的带宽,T E P S S /=是信号概率,S E 是信号能量,T 是分组码信号的持续时间即信号宽度,W P S /是单位频带的信号功率,0N 是单位频带的噪声功率,)/(0WN P S 是信噪比。

图2.1 )(R E 与R 的关系由上面几个公式及图2.1可知,为了满足一定误码率的要求,可用以下两类方法实现。

一是增加信道容量C ,从而使)(R E 增加,由式(1.3)可知,增加C 的方法可以采用诸如加大系统带宽或增加信噪比的方法达到。

当噪声功率0N 趋于0时,信道容量趋于无穷,即无干扰信道容量为无穷大;增加信道带宽W 并不能无限制的使信道容量增加。

信道编码定理

信道编码定理
7
信道编码和译码
译码是由YN到UL的映射,将YN划分为M个不相交的
子集
Y1
Y2
x2
x1
YN
Y
C m
是Ym的补集
xM
Pem P( y | xm ) yYmC
YM
最大后验概率译码
所有消息等概
q元对称信道
最大似然译码
最小汉明
距离译码
8
信道编码和译码
例5.1.1 两个消息等概,x1=0000,x2=1111,通 过二元对称信道,转移概率p
22
联合典型序列和信道编码定理
23
联合典型序列和信道编码定理
定义5.3.1 x和y是联合典型序列
x ( x 1 ,x 2 , ,x N ) X N ,y ( y 1 ,y 2 , ,y N ) Y N (1) x是典型序列,即对任意小的正数e,存在N使
|1lopg(x)H(X)|e
N
误比特率 Bit error rate
Pb
1 K
K
Pek
k 1
第k位出错的概率
5
信道编码和译码
最小错误概率准则
使 P e ( y ) P r { m ' m |y } 1 P r { m ' m |y } 最小
最大后验概率准则
P r{m '|y}m m axP r{m |y}
计算后验概率是困难的,针对具体信道(转移概率已知),采 用最大似然准则
从XN中独立随机地选择2NR个序列作为码字,每个码字出
现的概率为
Y 3 { 1 1 0 0 ,1 0 0 1 ,1 0 1 0 ,0 0 1 1 ,0 1 0 1 ,0 1 1 0 }
9

第6章信道编码(2)

第6章信道编码(2)

(2) 在划分陪集的以下阵列(称Slepian阵)中, 若仅有j个
陪集:
第六章 信道编码
H:
1
h1
h2 …
hn
a1H: a 1 a 1 h1 a 1 h2 … a 1 hn … … … … … aj-1H: aj-1 aj-1h1 aj-1h2 … aj-1hn
则G中的所有元素都在此阵列中,无一遗漏。若有一元素 b∈G不在该阵列中,则我们可再作陪集bH,若它与上述 某一陪集重合,则b含于该陪集中,否则便得到第j+1个陪 集,而这与仅有j个倍集的假设相矛盾。
元(单位元)记为 1。 (3) 加法和乘法间有如下分配律: a(b+c)=ab+ac (b+c)a=ba+ca
则称F是一个域。
第六章 信道编码
例:有理数全体、实数全体、复数全体对加法、乘法都 分别构成域,分别称有理数域、实数域和复数域。且这 3 个域中的元素个数有无限多个, 所以称它们为无限域。 例:0,1 两个元素按模2加和模 2 乘构成域。该域中只有
第六章 信道编码
[定义] 设φ是集合A到A自身的映射,则称φ是A中的变换。A到A 的满射称为满变换,单射称为单变换,一一映射称为一一变换 或置换。如果一种变换τ,它保持A中任一元素不变, a a ,对所

有a∈A,则这种变换τ称为恒等变换或恒等置换。显然,恒等变
换必为一一变换。 [定义] 设φ是集合A到B的映射,如果它满足条件 φ(a1°a2)=φ(a1) °φ(a2) a1 ,a2 ∈A,φ(a1), φ(a2)∈B 则称φ是A到B的同态映射,集合A与B同态。如果同态映射φ又
第六章 信道编码
6.2 多项式环与有限域
6.2.1 群的基本概念 6.2.2 环与域的基本概念 6.2.3 子群、循环群 6.2.4 有限域 和有限域上的多项式

第7讲 信道编码:汉明码译码电路、循环码生成多项式、生成矩阵

第7讲 信道编码:汉明码译码电路、循环码生成多项式、生成矩阵

2 1 当且仅当S 当且仅当S2、S1、S0全为1时成立,因此: 全为1时成立0 因此: ,
S ⋅S ⋅S =1
1)对每一校正子设计一个这样的乘式, 对每一校正子设计一个这样的乘式, S 2 ⋅ S1 ⋅ S0 = 1 保证其乘积为1 保证其乘积为1;
2 1 2)对于右表共设计7个乘式,0 对于右表共设计7个乘式,对应于7种 对应于7 可能出现的错误图样; 可能出现的错误图样; S 2 ⋅ S1 ⋅ S0 = 1
线性分组码的封闭性特征的证明: 线性分组码的封闭性特征的证明: 码组集合中任意两许用码组之和仍为一许用码组 证明: 为码中任意两许用码组, 证明:设A1和 A2为码中任意两许用码组,则有 A1·HT = 0 A2·HT = 0 A1·HT + A2·HT = ( A1 + A2 ) ·HT = 0 ·H 即( A1 + A2)必是该码中一许用码组 由封闭性以及二元有限域的加法特性可知, 由封闭性以及二元有限域的加法特性可知,两个码组之间的距离 必是另一码组的重量,码的最小距离等于非零码的最小重量。 必是另一码组的重量,码的最小距离等于非零码的最小重量。此 即证明了为线性分组码的另一特征
进行纠错,即实现等式: 进行纠错,即实现等式: 由其监督矩阵可知,其监督位与信息位之间的偶监督关系: 由其监督矩阵可知,其监督位与信息位之间的偶监督关系:
ˆ c = e+ y
u6 ⊕ u5 ⊕ u3 ⊕ c2 = S 2 ⇒ u6 ⊕ u5 ⊕ u4 ⊕ c1 = S1 u ⊕ u ⊕ u ⊕ c = S 4 3 0 0 5
S S = yH T = [ e + c ] H T = eH T + cH T = eH T 即: = eH T 这个线性方程组一共有2 个解, 这个线性方程组一共有2k个解,即2k个错误图样

RS码简单介绍

RS码简单介绍

RS码简单介绍一内容提要1 RS码的发展及用途. 2 编码原理. 3 背景知识. 4 举例说明 5 解码方法简介. 二关键词GFn伽罗瓦域. LSFR: 线性反馈移位寄存器. Generate polynomial:生成多项式. Primitive polynomial:本原多项式. 本原元a. 三内容. 一i.RS码是Reed-Solomon里德-所罗门码的简称属于前向纠错FEC方式.可归于BCH 码是非二进制的BCH码.当然也是循环码、线性分组码.它特别适合纠突发误码。

使用RS码的目的是通过增加冗余码来提高信道传输的可靠性显然码的利用率下降了。

而在信源编码中是尽可能去掉一些无用的信息以提高码的利用率。

所以从这方面讲信道编码使传输的可靠性与码的利用率成为相对的矛盾统一体。

II.RS码主要用在以下方面①无线通讯. ②移动通讯. ③存储系统CD及DVD等。

④光通讯. ⑤深空通讯二RSnk码也写成RSnk2t是非二进制码.它是由k个m-bits的输入数据流加上由k个m-bits的输入数据流生成的2t个m-bits的校验数据流而产生的n个m-bits数据流。

具有以下的特性①0 k n 2m 2.通常n2m-1. ②2tn-k.t表示纠错的最大能力。

③最小码距d02t1 在分组码中最小码距d0检错纠错的关系a.检e个错d0e1 b.纠正t个错d02t1. 如在数字电视数据流的信道编码中采用了204188.由上我们知道n204k188.2tn-k16.即信息位是188个字节校验位是16个字节。

共204个字节。

它的纠错能力是8个字节。

也就是说不论一个字节中发生一位误码或者全部八位误码它都可以纠错。

当然如果错误超过t8就不能纠错了。

这时只能发现错误最大能发现2t16个错误. 三RSnk码是一种多进制线性分组码.构成RSnk码是常用以下的方式Cx rxIxRx Rx rxIxmodGx GxX1Xa??x1rar2t. 其中a 是本原元。

信道编码中的有关基本概念

信道编码中的有关基本概念
第二讲
信道编码中的有关基本概念
信道概述
• 回顾:编码是消息到信道波形或矢量的 一种映射关系
• 从数学上看,信道实际上也是从发空间X 到收空间Y一个概率映射函数
发 送 波 形 集 合 A
PA3 PA5 PA4 PA1 PA2
1 3 4 2 5
B C
接 收 波 形 集 合
信道概述(续)
• 收发集合可以以符号集的多重形式表示,相当 于多维空间。 • 发空间的维数n与收空间的维数m可以不等
截止速率R0(续)
• 其中R0(P)不仅与信道有关,还是编码符号概率 律的函数,因此可以通过选择合适的P(x)使 其最大,最大值记为R0。 • 至少存在一种(n,k)编码,使得 Pe2k-nR0(P)=2-n(R0-R)。其中R=k/n • 同时这也说明只要编码效率R小于R0,只要码 长足够长,总存在编码使误字率小于任意值。 • 在上面的推导中主要用了三种定界方法。可以 看出,每一种都可能比较宽松,因此有可能通 过其它的定界方法得到更紧的界。
• 非时变信道
– 当各因子具有相同的转移概率形式时
有记忆信道
• 实际的连续信道通常会有符号间串扰 (ISI),因此是有记忆的,但在一种较 常见的特殊情况下,即在加性平稳白高 斯噪声下的线性信道(y=Ax+n)时,可 以等效于一个无记忆信道。
有记忆信道的无记忆化
• 对A作线性变换使正交化得:A=UTU,其中 为A的特征值对矩阵。代入得 y= UTUx+n,令
– 例如当发送波形x(t)通过一个滤波器h(t)时,输出 y(t)=x(t)*h(t),如果x(t)只在[0,T]内有值,而当h(t)有 一定的宽度时,输出的非零长度变成了T+,也就 是说当接收采样率等于或高于发送采样率时,接收 的维数增加了。而如果接收时采用了较低的采样率, 则有效维数就减低了。

信道编码

信道编码

第6章信道编码教学内容:信道编码的概念、信道编码定理、线性分组码、循环码6.1信道编码的概念教学内容:1、信道编码的意义2、信道编码的分类3、信道编码的基本原理4、检错和纠错能力1、信道编码的意义由于实际信道存在噪声和干扰,使发送的码字与信道传输后所接收的码字之间存在差异,称这种差异为差错。

信道编码的目的是为了改善通信系统的传输质量。

基本思路是根据一定的规律在待发送的信息码中加入一些多余的码元,以保证传输过程的可靠性。

信道编码的任务就是构造出以最小冗余度代价换取最大抗干扰性能的“好码”。

2、信道编码的分类纠错编码的目的是引入冗余度,即在传输的信息码元后增加一些多余的码元(称为校验元,也叫监督元),以使受损或出错的信息仍能在接收端恢复。

一般来说,针对随机错误的编码方法与设备比较简单,成本较低,而效果较显著;而纠正突发错误的编码方法和设备较复杂,成本较高,效果不如前者显著。

因此,要根据错误的性质设计编码方案和选择差错控制的方式。

3、信道编码的基本原理可见,用纠(检)错控制差错的方法来提高通信系统的可靠性是以牺牲有效性的代价来换取的。

在通信系统中,差错控制方式一般可以分为检错重发、前向纠错、混合纠错检错和信息反馈等四种类型。

香农理论为通信差错控制奠定了理论基础。

香农的信道编码定理指出:对于一个给定的有干扰信道,如信道容量为C,只要发送端以低于C的速率R发送信息(R为编码器输入的二元码元速率),则一定存在一种编码方法,使编码错误概率p随着码长n的增加,按指数下降到任意小的值。

这就是说,可以通过编码使通信过程实际上不发生错误,或者使错误控制在允许的数值之下。

4、检错和纠错能力举例:A、B两个消息a、没有检错和纠错能力:0、1b、检出一位错码的能力:00、11c、判决传输有错:000、111(大数法则)一般来说,引入监督码元越多,码的检错、纠错能力越强,但信道的传输效率下降也越多。

人们研究的目标是寻找一种编码方法使所加的监督码元最少,而检错、纠错能力又高且又便于实现。

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第四章 多项式与有限域
学习本章目的:对Xn-1进行因式分解(n=qm-1,q为素数) X15-1=(x+1)(x 4 + x 3+1)(x4+x3+x2 +x +1)(x2 +x +1)(x4+x +1)
Xn-1? 循环:只有最高位和最低位
一、剩余类环
1. 环,子环、扩环
回顾环(R,+,*)的定义
定义了两种运算+和* R对+构成阿贝尔群 *满足封闭性、结合律 *对+满足分配律 *不一定有恒等元1,R的元素不一定有逆元
2. 非空子集S是环(R,+,*)的子环的充要条件:
1) a,b S:a-b S ; S是群(R,+)的子群 2) a,b S:ab S S对*满足封闭性
一、剩余类环
3. 理想
二、多项式剩余类环
定理2:集合G与G 同构 (G为群(环、 域) G为群(环、域) )
首一多项式: fn =1,最高次数为1,
f(x)1。
Fq[x]: 表示系数属于Fq的所有多项式的集 合
2. 多项式环
整数是一个环,多项式与整数类似。
定理3:Fq[x]构成一个环
零元:f(x)=0
二、多项式剩余类环
主理 是主理想环 想环
是主理想环 (定理4.2.10)
有限 m为素数 Zm是一 f(x)为既约多项式 Fq[x]/f(x)
域 个域
是一个域
(定理4ห้องสมุดไป่ตู้2.9)
三、基于多项式的有限域
1. 基于整数的有限域 由素数p的同余类构成一个域,阶为p
2. 基于多项式的有限域
定理3*:f(x)是Fq上素多项式 Fq[x]/f(x)是一个域。
二、多项式剩余类环
1. 多项式
Fq上的多项式:
f(x)= fnxn +fn-1xn-1+…+f2x2 +f1x +f0 fi Fq i=0,1,2,…,n
次数n记为:f(x), f, degf(x), degf
Why多项式?
矢量 a = (1,0,1,1,0,1) (位置)
多项式f(x)= x5 +x3+x2 +1 (次数)
(例f(x)= x9+x8+x7+x2+x+1,g(x)=x4+x3+x+1)
(f(x),g(x))=A(x)f(x)+B(x)g(x) 0 A(x)< g(x)- (f(x),g(x))
0 B(x)< f(x)- (f(x),g(x))
[a,b]=ab/(a,b) [f(x),g(x)]=f(x)g(x)/(f(x),g(x))
元素a的级:满足an=e 的最小正整数n, 若n N: a n e, 则称a的级为无限大。 单位原根: n 阶循环群的n级元素。
四、循环群
无限循环群:成为生成元, n m (nm) 有限循环群:h,kZ,且hk: h=k
设h>k,n=h-k, n= h-k =h-k = k-k= e 一定是 { 0 =e,, 2, ……, n-1}
基于多项式的有限域的生成办法:
找到次数为n的素多项式,由其倍式组成一个理 想,求其商群,共有qn个元素,构成一个qn有限 域GF(qn) 。
四、循环群
1. 定义
循环群: 由某个元素的所有整数幂组成的群
{ 0, 1, 2, 3 , …. }, 成为生成
元。 为研究有限域服务 可以是乘法幂和加法幂,即对环和域,其子集 对两种运算都可构成循环群
二、多项式剩余类环
性质
整数环
多项式环
主理 m为生成元(m的一 以f(x)为生成元:f(x)的一切倍式 想I 切倍数的集合) 组成的集合If(x)组成一个理想
(引理4.2.1) 例 I(x2+1)
剩余 以模m的剩余类为
类环 元素,记为Zm或 Z/(m)
以f(x)对If(x) 的陪集为元素,记为 Fq[x]/f(x) (定理4.2.8)
性质 零元素
恒等元 不可分 解的元
整数环 0 1
素数
多项式环 f(x)=0
f(x)=1 既约多项式(除提取常数,不能 进行因式分解,定义4.4.2) 素多项式=首一 + 既约多项式
分解的 唯一性
a=p1r1p2r2… (素数幂的积)
f(x)=p1(x)r1p2 (x) r2… 每一个首一多项式可唯一分解为 素多项式的幂的积(定理4.2.3)
欧几里 若a>b,则a可唯 若f(x) > g(x),则:
德除法 一表示为:
f(x) =q(x)g(x)+r(x)
a=qb+r,0 r b 0 r(x) g(x) (定理4.2.2)
二、多项式剩余类环
性质
整数环
多项式环
约数 最大公约数 最高公因式(定义4.2.3)(是首一多项式) (a,b),GCD(a,b) (f(x),g(x)), GCD(f(x),g(x))
为了借用多项式的运算来定义矢量的运算 多项式的除法 例:(x9+x8 +x7 +x2+x +1)/(x4+ x3 + x +1)
n次多项式域(群、环)与n维矢量域(群、环)在 下列映射下同构:
f(x)= fnxn +fn-1xn-1+…+f2x2 +f1x +f0 ( fnfn-1…f2f1f0)
倍数 最小公倍数 最低公倍式(定义4.2.4)(是首一多项式) [a,b],LCM(a,b) [f(x),g(x)], LCM(f(x),g(x))
欧几 a=qb+r 里德 (a,b)=(b,r) 算法 (a,b)=Aa+Bb
A,B为正整数
f(x) =q(x)g(x)+r(x) (f(x),g(x))=(g(x),r(x))
一、剩余类环
4. 剩余类环
定理1 (定理4.1.2):设I 为可换环R的一个理 想,则R/I构成一个可换环,称为模I的剩余类
环。
例: Mod5的剩余类环 I {0}: 0 5 -5 10 -10 …. 1+I {1}: 1 6 -4 11 -9 …. 2+I {2}: 2 7 -3 12 -8 …. 3+I {3}: 3 8 -2 13 -7 …. 4+I {4}: 4 9 -1 14 -6 …. { {0},{1}, {2}, {3}, {4} }对模5+和模5*构成可换环
定义: 交换环R中的非空子集I称为R中的理想,若:
1) a, b I: a-b I; 2) a I, r R: ar =ra I;
1)+2) 理想是个子环,
2) I 中任一元素a的倍数在I中,即I由R的一些元素
(可以是多个)的倍数组成。
主理想:由一个元素的的所有倍数组成的理想.这 个元素叫生成元. 主理想环:每一个理想都是主理想
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