数字通信原理第9章-差错控制编码R优秀PPT.ppt

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1、数字通信原理第第9章差错限制编码章差错限制编码 1主要内容l纠错码的基本原理纠错码的基本原理(1)l常用的简洁编码常用的简洁编码(2)l线性分组码线性分组码(3)l循环码循环码(4)l卷积码卷积码(5,6)2第9章差错限制编码l9.1 概述概述l信道分类：从差错限制角度看信道分类：从差错限制角度看l随机信道：错码的出现是随机的随机信道：错码的出现是随机的 l突发信道：错码是成串集中出现的突发信道：错码是成串集中出现的l混合信道：既存在随机错码又存在突发错混合信道：既存在随机错码又存在突发错码码 l差错限制技术的种类差错限制技术的种类l 检错重发检错重发l前向纠错前向纠错 l反馈校验反馈校验l检

2、错删除检错删除 3第9章差错限制编码n差错限制编码：常称为纠错编码n监督码元：上述4种技术中除第3种外，都是在接收端识别有无错码。所以在发送端须要在信息码元序列中增加一些差错限制码元，它们称为监督码元。n不同的编码方法，有不同的检错或纠错实力。n多余度：就是指增加的监督码元多少。例如，若编码序列中平均每两个信息码元就添加一个监督码元，则这种编码的多余度为1/3。n编码效率(简称码率)：设编码序列中信息码元数量为k，总码元数量为n，则比值k/n 就是码率。n冗余度：监督码元数(n-k)和信息码元数 k 之比。n理论上，差错限制以降低信息传输速率为代价换取提高传输牢靠性。4第9章差错限制编码n自动

3、要求重发(ARQ)系统u3种ARQ系统p停止等待ARQ系统 数据按分组发送。每发送一组数据后发送端等待接收端的确认(ACK)答复，然后再发送下一组数据。图中的第3组接收数据有误，接收端发回一个否认(NAK)答复。这时，发送端将重发第3组数据。系统是工作在半双工状态，时间没有得到充分利用，传输效率较低。接收码组ACKACKNAKACKACKNAKACKt1233455发送码组12334556t有错码组有错码组5第9章差错限制编码p拉后ARQ系统p发送端连续发送数据组，接收端对于每个接收到的数据组都发回确认(ACK)或否认(NAK)答复。p例如，图中第5组接收数据有误，则在发送端收到第5组接收的否

4、认答复后，从第5组起先重发数据组。p在这种系统中须要对发送的数据组和答复进行编号，以便识别。明显，这种系统须要双工信道 接收数据有错码组有错码组910 1110 1112214365798576ACK1NAK5NAK9ACK5发送数据576952143679810 1110 11 12重发码组重发码组6第9章差错限制编码p选择重发ARQ系统它只重发出错的数据组，因此进一步提高了传输效率。接收数据有错码组有错码组9214365759810 11131412发送数据995852143671011131412重发码组重发码组NAK9ACK1NAK5ACK5ACK97第9章差错限制编码uARQ的主要优

5、点：和前向纠错方法相比u监督码元较少即能使误码率降到很低，即码率较高；u检错的计算困难度较低；u检错用的编码方法和加性干扰的统计特性基本无关，能适应不同特性的信道。uARQ的主要缺点：u须要双向信道来重发，不能用于单向信道，也不能用于一点到多点的通信系统。u因为重发而使ARQ系统的传输效率降低。u在信道干扰严峻时，可能发生因不断反复重发而造成事实上的通信中断。u在要求实时通信的场合，例如电话通信，往往不允许运用ARQ法。8第9章差错限制编码uARQ系统的原理方框图u在发送端，输入的信息码元在编码器中被分组编码（加入监督码元）后，除了马上发送外，还暂存于缓冲存储器中。若接收端解码器检出错码，则由

6、解码器限制产生一个重发指令。此指令经过反向信道送到发送端。由发送端重发限制器限制缓冲存储器重发一次。u接收端仅当解码器认为接收信息码元正确时，才将信息码元送给收信者，否则在输出缓冲存储器中删除接收码元。u当解码器未发觉错码时，经过反向信道发出不需重发指令。发送端收到此指令后，即接着发送后一码组，发送端的缓冲存储器中的内容也随之更新。9第9章差错限制编码l9.2 纠错编码的基本原理纠错编码的基本原理l分组码基本原理：举例说明如下。分组码基本原理：举例说明如下。l设有一种由设有一种由3位二进制数字构成的码组，它位二进制数字构成的码组，它共有共有8种不同的可能组合。若将其全部用来种不同的可能组合。若

7、将其全部用来表示天气，则可以表示表示天气，则可以表示8种不同天气，种不同天气，l 例如：例如：“000”（晴），（晴），“001”（云），（云），l “010”（阴），（阴），“011”（雨）（雨），l “100”（雪），（雪），“101”（霜）（霜），l “110”（雾），（雾），“111”（雹）。（雹）。l其中任一码组在传输中若发生一个或多个错其中任一码组在传输中若发生一个或多个错码，则将变成另一个信息码组。这时，接收码，则将变成另一个信息码组。这时，接收端将无法发觉错误。端将无法发觉错误。10第9章差错限制编码u若在上述8种码组中只准许运用4种来传送天气，例如：u“000”晴 “011”

8、云 “101”阴 “110”雨u这时，虽然只能传送4种不同的天气，但是接收端却有可能发觉码组中的一个错码。u例如，若“000”（晴）中错了一位，则接收码组将变成“100”或“010”或“001”。这3种码组都是不准运用的，称为禁用码组。u接收端在收到禁用码组时，就认为发觉了错码。当发生3个错码时，“000”变成了“111”，它也是禁用码组，故这种编码也能检测3个错码。u但是这种码不能发觉一个码组中的两个错码，因为发生两个错码后产生的是许用码组。11第9章差错限制编码u检错和纠错u上面这种编码只能检测错码，不能订正错码。例如，当接收码组为禁用码组“100”时，接收端将无法推断是哪一位码发生了错误

9、，因为晴、阴、雨三者错了一位都可以变成“100”。u要能够订正错误，还要增加多余度。例如，若规定许用码组只有两个：“000”（晴），“111”（雨），其他都是禁用码组，则能够检测两个以下错码，或能够订正一个错码。u例如，当收到禁用码组“100”时，若当作仅有一个错码，则可以推断此错码发生在“1”位，从而订正为“000”（晴）。因为“111”（雨）发生任何一位错码时都不会变成“100”这种形式。u但是，这时若假定错码数不超过两个，则存在两种可能性：“000”错一位和“111”错两位都可能变成“100”，因而只能检测出存在错码而无法订正错码。12第9章差错限制编码u分组码的结构p将信息码分组，为每

10、组信息码附加若干监督码的编码称为分组码分组码。p在分组码中，监督码元仅监督本码组中的信息码元。p信息位和监督位的关系：举例如下信息位监督位晴000云011阴101雨11013第9章差错限制编码p分组码的一般结构u分组码的符号：(n,k)pN 码组的总位数，又称为码组的长度（码长），pk 码组中信息码元的数目，pn k r 码组中的监督码元数目，或称监督位数目。14第9章差错限制编码u分组码的码重和码距u码重：把码组中“1”的个数目称为码组的重量，简称码重。u码距：把两个码组中对应位上数字不同的位数称为码组的距离，简称码距。码距又称汉明距离。u例如，“000”晴，“011”云，“101”阴，“1

11、10”雨，4个码组之间，随意两个的距离均为2。u最小码距：把某种编码中各个码组之间距离的最小值称为最小码距(d0)。例如，上面的编码的最小码距d0=2。15第9章差错限制编码u码距的几何意义p对于3位的编码组，可以在3维空间中说明码距的几何意义。p每个码组的3个码元的值(a1,a2,a3)就是此立方体各顶点的坐标。而上述码距概念在此图中就对应于各顶点之间沿立方体各边行走的几何距离。p由此图可以直观看出，上例中4个准用码组之间的距离均为2。(0,0,0)(0,0,1)(1,0,1)(1,0,0)(1,1,0)(0,1,0)(0,1,1)(1,1,1)a2a0a116第9章差错限制编码u码距和检纠

12、错实力的关系u一种编码的最小码距d0的大小干脆关系着这种编码的检错和纠错实力u为检测e个错码，要求最小码距 d0 e+1u【证】设一个码组A位于O点。若码组A中发生一个错码，则我们可以认为A的位置将移动至以O点为圆心，以1为半径的圆上某点，但其位置不会超出此圆。u若码组A中发生两位错码，则其位置不会超出以O点为圆心，以2为半径的圆。因此，只要最小码距不小于3，码组A发生两位以下错码时，u不行能变成另一个准用u码组，因而能检测错码u的位数等于2。0123BA汉明距离ed017第9章差错限制编码同理，若一种编码的最小码距为d0，则将能检测(d0-1)个错码。反之，若要求检测e个错码，则最小码距d0

13、至少应不小于(e+1)。为了订正t个错码，要求最小码距d0 2t+1【证】图中画出码组A和B的距离为5。码组A或B若发生不多于两位错码，则其位置均不会超出半径为2以原位置为圆心的圆。这两个圆是不重叠的。判决规则为：若接收码组落于以A为圆心的圆上就判决收到的是码组A，若落于以B为圆心的圆上就判决为码组B。这样，就能够纠正两位错码。BtA汉明距离012345td018第9章差错限制编码若这种编码中除码组A和B外，还有很多种不同码组，但任两码组之间的码距均不小于5，则以各码组的位置为中心以2为半径画出之圆都不会相互重叠。这样，每种码组假如发生不超过两位错码都将能被订正。因此，当最小码距d05时，能够

14、订正2个错码，且最多能订正2个。若错码达到3个，就将落入另一圆上，从而发生错判。故一般说来，为订正t个错码，最小码距应不小于(2t+1)。19第9章差错限制编码p为订正t个错码，同时检测e个错码，要求最小码距p在说明此式之前，先来分析下图所示的例子。图中码组A和B之间距离为5。依据检错实力公式，最多能检测4个错码，即e=d0 1=5 1=4，依据纠错实力公式纠错时，能订正2个错码。但是，不能同时作到两者，因为当错码位数超过纠错实力时，该码组马上进入另一码组的圆内而被错误地“订正”了。例如，码组A若错了3位，就会被误认为码组B错了2位造成的结果，从而被p错“纠”为B。这就p是说，检错和纠错p公式

15、不能同时成立p或同时运用。BtA汉明距离012345td020第9章差错限制编码所以，为了在可以订正t个错码的同时，能够检测e个错码，就须要像下图所示那样，使某一码组（譬如码组A）发生e个错误之后所处的位置，与其他码组（譬如码组B）的纠错圆圈至少距离等于1，不然将落在该纠错圆上从而发生错误地“订正”。因此，由此图可以直观看出，要求最小码距这种纠错和检错结合的工作方式简称纠检结合。ABe1tt汉明距离21第9章差错限制编码这种工作方式是自动在纠错和检错之间转换的。当错码数量少时，系统按前向纠错方式工作，以节约重发时间，提高传输效率；当错码数量多时，系统按反馈重发方式纠错，以降低系统的总误码率。所

16、以，它适用于大多数时间中错码数量很少，少数时间中错码数量多的状况。22第9章差错限制编码l9.3 纠错编码的性能纠错编码的性能l系统带宽和信噪比的冲突：系统带宽和信噪比的冲突：l由上节所述的纠错编码原理可知，为了削减由上节所述的纠错编码原理可知，为了削减接收错误码元数量，须要在发送信息码元序接收错误码元数量，须要在发送信息码元序列中加入监督码元。这样作的结果使发送序列中加入监督码元。这样作的结果使发送序列增长，冗余度增大。若仍须保持发送信息列增长，冗余度增大。若仍须保持发送信息码元速率不变，则传输速率必需增大，因而码元速率不变，则传输速率必需增大，因而增大了系统带宽。系统带宽的增大将引起系增大

17、了系统带宽。系统带宽的增大将引起系统中噪声功率增大，使信噪比下降。信噪比统中噪声功率增大，使信噪比下降。信噪比的下降反而又使系统接收码元序列中的错码的下降反而又使系统接收码元序列中的错码增多。一般说来，接受纠错编码后，误码率增多。一般说来，接受纠错编码后，误码率总是能够得到很大改善的。改善的程度和所总是能够得到很大改善的。改善的程度和所用的编码有关。用的编码有关。23第9章差错限制编码u编码性能举例u未接受纠错编码时，u若接收信噪比等于u7dB，编码前误码率u约为810-4，图中Au点，在接受纠错编码u后，误码率降至约4u10-5，图中B点。这样，u不增大发送功率就能u降低误码率约一个半u数量

18、级。10-610-510-410-310-210-1编码后PeCDEAB信 噪 比 (dB)24第9章差错限制编码p由图还可以看出，若p保持误码率在10-5，p图中C点，未接受编p码时，约须要信噪比pEb/n0=10.5 dB。在p接受这种编码时，约p须要信噪比7.5 dB，图p中D点。可以节约功率p2 dB。通常称这2 dB为p编码增益。p上面两种状况付出的代p价是带宽增大。10-610-510-410-310-210-1编码后PeCDEAB信 噪 比 (dB)25第9章差错限制编码p传输速率和Eb/n0的关系对于给定的传输系统式中，RB为码元速率。若希望提高传输速率，由上式看出势必使信噪比

19、下降，误码率增大。假设系统原来工作在图中C点，提高速率后由C点升到E点。但加用纠错编码后，仍可将误码率降到D点。这时付出的代价仍是带宽增大。10-610-510-410-310-210-1编码后PeCDEAB信 噪 比 (dB)26第9章差错限制编码l9.4简洁的好用编码简洁的好用编码l11.4.1 奇偶监督码奇偶监督码l奇偶监督码分为奇数监督码和偶数监督码两奇偶监督码分为奇数监督码和偶数监督码两种，两者的原理相同。在偶数监督码中，无种，两者的原理相同。在偶数监督码中，无论信息位多少，监督位只有论信息位多少，监督位只有1位，它使码组位，它使码组中中“1”的数目为偶数，即满足下式条件：的数目为偶

20、数，即满足下式条件：l式中式中a0为监督位，其他位为信息位。为监督位，其他位为信息位。l这种编码能够检测奇数个错码。在接收这种编码能够检测奇数个错码。在接收端，依据上式求端，依据上式求“模模2和和”，若计算结果为，若计算结果为“1”就说明存在错码，结果为就说明存在错码，结果为“0”就认为就认为无错码。无错码。l奇数监督码与偶数监督码相像，只不过奇数监督码与偶数监督码相像，只不过其码组中其码组中“1”的数目为奇数：的数目为奇数：27第9章差错限制编码n9.4.2 二维奇偶监督码（方阵码）n二维奇偶监督码的构成n它是先把上述奇偶监督码的若干码组排成矩阵，每一码组写成一行，然后再按列的方向增加其次维

21、监督位，如下图所示n图中a01 a02 a0m为m行奇偶监督码中的m个监督位。ncn-1 cn-2 c1 c0为按列进行其次次编码所增加的监督位，它们构成了一监督位行。28第9章差错限制编码u二维奇偶监督码的性能u这种编码有可能检测偶数个错码。因为每行的监督位虽然不能用于检测本行中的偶数个错码，但按列的方向有可能由cn-1 cn-2 c1 c0等监督位检测出来。有一些偶数错码不行能检测出来。例如，构成矩形的4个错码，譬如图中u错了，就检测不出。u这种二维奇偶监督码适于检测突发错码。因为突发错码常常成串出现，随后有较长一段无错区间。u由于方阵码只对构成矩形四角的错码无法检测，故其检错实力较强。u

22、二维奇偶监督码不仅可用来检错，还可以用来订正一些错码。例如，仅在一行中有奇数个错码时。29第9章差错限制编码n 9.4.3 恒比码n在恒比码中，每个码组均含有相同数目的“1”（和“0”）。由于“1”的数目与“0”的数目之比保持恒定，故得此名。n这种码在检测时，只要计算接收码组中“1”的数目是否对，就知道有无错码。n恒比码的主要优点是简洁和适于用来传输电传机或其他键盘设备产生的字母和符号。对于信源来的二进制随机数字序列，这种码就不适合运用了。30第9章差错限制编码n9.4.4 正反码正反码n正反码的编码：正反码的编码：n它是一种简洁的能够订正错码的编码。其中的监它是一种简洁的能够订正错码的编码。

23、其中的监督位数目与信息位数目相同，监督码元与信息码督位数目与信息位数目相同，监督码元与信息码元相同或者相反则由信息码中元相同或者相反则由信息码中“1”的个数而定。的个数而定。n例如，若码长例如，若码长n=10，其中信息位，其中信息位 k=5，监督位，监督位 r=5。其编码规则为：。其编码规则为：n当信息位中有奇数个当信息位中有奇数个“1”时，监督位是信息位的时，监督位是信息位的简洁重复；简洁重复；n当信息位有偶数个当信息位有偶数个“1”时，监督位是信息位的反时，监督位是信息位的反码。码。n例如，若信息位为例如，若信息位为11001，则码组为，则码组为1100111001；若信息位为若信息位为1

24、0001，则码组为，则码组为1000101110。31第9章差错限制编码u正反码的解码u在上例中，先将接收码组中信息位和监督位按模 2 相加，得到一个5位的合成码组。然后，由此合成码组产生一个校验码组。u若接收码组的信息位中有奇数个“1”，则合成码组就是校验码组；若接收码组的信息位中有偶数个“1”，则取合成码组的反码作为校验码组。u最终，视察校验码组中“1”的个数，按下表进行判决及订正可能发觉的错码。32第9章差错限制编码p校验码组和错码的关系 例如，若发送码组为1100111001，接收码组中无错码，则合成码组应为1100111001=00000。由于接收码组信息位中有奇数个“1”，所以校验

25、码组就是00000。按上表判决，结论是无错码。校验码组的组成错码情况1全为“0”无错码2有4个“1”和1个“0”信息码中有1位错码，其位置对应校验码组中“0”的位置3有4个“0”和1个“1”监督码中有1位错码，其位置对应校验码组中“1”的位置4其他组成错码多于1个33第9章差错限制编码若传输中产生了差错，使接收码组变成1000111001，则合成码组为100011100101000。由于接收码组中信息位有偶数个“1”，所以校验码组应取合成码组的反码，即10111。由于其中有4个“1”和1个“0”，按上表推断信息位中左边第2位为错码。若接收码组错成1100101001，则合成码组变成110010

26、100110000。由于接收码组中信息位有奇数个“1”，故校验码组就是10000，按上表推断，监督位中第1位为错码。最终，若接收码组为1001111001，则合成码组为100111100101010，校验码组与其相同，按上表推断，这时错码多于1个。上述长度为10的正反码具有订正1位错码的实力，并能检测全部2位以下的错码和大部分2位以上的错码。34第9章差错限制编码l9.5 线性分组码线性分组码l基本概念基本概念l代数码：建立在代数学基础上的编码。代数码：建立在代数学基础上的编码。l线性码：依据一组线性方程构成的代数码。线性码：依据一组线性方程构成的代数码。在线性码中信息位和监督位是由一些线性代

27、在线性码中信息位和监督位是由一些线性代数方程联系着的。数方程联系着的。l线性分组码：依据一组线性方程构成的分组线性分组码：依据一组线性方程构成的分组码码。l本节将以汉明码为例引入线性分组码的一般本节将以汉明码为例引入线性分组码的一般原理。原理。35第9章差错限制编码n汉明码汉明码n能够订正能够订正1位错码且编码效率较高的一种线性位错码且编码效率较高的一种线性分组码分组码n汉明码的构造原理。汉明码的构造原理。n在偶数监督码中，由于运用了一位监督位在偶数监督码中，由于运用了一位监督位a0，它，它和信息位和信息位an-1 a1一起构成一个代数式：一起构成一个代数式：n在接收端解码时，事实上就是在计算

28、在接收端解码时，事实上就是在计算n若若S=0，就认为无错码；若，就认为无错码；若S=1，就认为有错，就认为有错码。现将上式称为监督关系式，码。现将上式称为监督关系式，S称为校正子。称为校正子。由于校正子由于校正子S只有两种取值，故它只能代表有错只有两种取值，故它只能代表有错和无错这两种信息，而不能指出错码的位置。和无错这两种信息，而不能指出错码的位置。36第9章差错限制编码p若监督位增加一位，即变成两位，则能增加一个类似的监督关系式。由于两个校正子的可能值有4中组合：00，01，10，11，故能表示4种不同的信息。若用其中1种组合表示无错，则其余3种组合就有可能用来指示一个错码的3种不同位置。

29、同理，r个监督关系式能指示1位错码的(2r 1)个可能位置。p一般来说，若码长为n，信息位数为k，则监督位数rnk。假如希望用r个监督位构造出r个监督关系式来指示1位错码的n种可能位置，则要求p下面通过一个例子来说明如何具体构造这些监督关系式。37第9章差错限制编码p例：设分组码(n,k)中k=4，为了订正1位错码，由上式可知，要求监督位数 r 3。若取 r=3，则n=k+r=7。我们用a6 a5 a0表示这7个码元，用S1、S2和S3表示3个监督关系式中的校正子，则S1、S2和S3的值与错码位置的对应关系可以规定如下表所列：S1 S2 S3错码位置S1 S2 S3错码位置001a0101a4

30、010a1110a5100a2111a6011a3000无错码38第9章差错限制编码由表中规定可见，仅当一位错码的位置在a2、a4、a5或a6时，校正子S1为1；否则S1为零。这就意味着a2、a4、a5和a6四个码元构成偶数监督关系：同理，a1、a3、a5和a6构成偶数监督关系：以及a0、a3、a4 和a6构成偶数监督关系39第9章差错限制编码在发送端编码时，信息位a6、a5、a4和a3的值确定于输入信号，因此它们是随机的。监督位a2、a1和a0应依据信息位的取值按监督关系来确定，即监督位应使上3式中S1、S2和S3的值为0（表示编成的码组中应无错码）：上式经过移项运算，解出监督位给定信息位后

31、，可以干脆按上式算出监督位，结果见下表：40第9章差错限制编码信息位a6 a5 a4 a3监督位a2 a1 a0信息位a6 a5 a4 a3监督位a2 a1 a0000000010001110001011100110000101011010010001111010110010100110110000101011011101010011001111101000111000111111141第9章差错限制编码接收端收到每个码组后，先计算出S1、S2和S3，再查表推断错码状况。例如，若接收码组为0000011，按上述公式计算可得：S1=0，S2=1，S3=1。由于S1 S2 S3 等于011，故查表

32、可知在a3位有1错码。依据上述方法构造的码称为汉明码。表中所列的(7,4)汉明码的最小码距d0=3。因此，这种码能够订正1个错码或检测2个错码。由于码率k/n=(n-r)/n=1 r/n，故当n很大和r很小时，码率接近1。可见，汉明码是一种高效码。42第9章差错限制编码n线性分组码的一般原理u线性分组码的构造pH矩阵上面(7,4)汉明码的例子有现在将上面它改写为上式中已经将“”简写成“+”。43第9章差错限制编码上式可以表示成如下矩阵形式：上式还可以简记为H AT=0T 或A HT=044第9章差错限制编码H AT=0T 或或A HT=0式中式中 A=a6 a5 a4 a3 a2 a1 a00

33、=000右上标右上标“T”表示将矩阵转置。例如，表示将矩阵转置。例如，HT是是H的转置，即的转置，即HT的第一行为的第一行为H的第一列，的第一列，HT的其次行为的其次行为H的其次列等等。的其次列等等。将将H称为监督矩阵。称为监督矩阵。只要监督矩阵只要监督矩阵H给定，编码时监督位和信息位的关系就完全给定，编码时监督位和信息位的关系就完全确定了。确定了。45第9章差错限制编码H矩阵的性质：矩阵的性质：1)H的行数就是监督关系式的数目，它等于监督位的行数就是监督关系式的数目，它等于监督位的数目的数目r。H的每行中的每行中“1”的位置表示相应码元之间存在的位置表示相应码元之间存在的监督关系。例如，的监

34、督关系。例如，H的第一行的第一行1110100表示监督位表示监督位a2是是由由a6 a5 a4之和确定的。之和确定的。H矩阵可以分成两部分，例如矩阵可以分成两部分，例如 式中，式中，P为为r k阶矩阵，阶矩阵，Ir为为r r阶单位方阵。我们阶单位方阵。我们将具有将具有P Ir形式的形式的H矩阵称为典型阵。矩阵称为典型阵。46第9章差错限制编码2)由代数理论可知，H矩阵的各行应当是线性无关的，否则将得不到 r个线性无关的监督关系式，从而也得不到 r个独立的监督位。若一矩阵能写成典型阵形式P Ir，则其各行确定是线性无关的。因为简洁验证Ir的各行是线性无关的，故P Ir的各行也是线性无关的。G矩阵

35、：上面汉明码例子中的监督位公式为 也可以改写成矩阵形式：47第9章差错限制编码或者写成式中，Q为一个k r阶矩阵，它为P的转置，即 Q=PT 上式表示，在信息位给定后，用信息位的行矩阵乘矩阵Q就产生出监督位。48第9章差错限制编码我们将Q的左边加上1个k k阶单位方阵，就构成1个矩阵G G称为生成矩阵，因为由它可以产生整个码组，即有或者因此，假如找到了码的生成矩阵G，则编码的方法就完全确定了。具有IkQ形式的生成矩阵称为典型生成矩阵。由典型生成矩阵得出的码组A中，信息位的位置不变，监督位附加于其后。这种形式的码称为系统码。49第9章差错限制编码G矩阵的性质：矩阵的性质：1)G矩阵的各行是线性无

36、关的。因为由上式可以看矩阵的各行是线性无关的。因为由上式可以看出，任一码组出，任一码组A都是都是G的各行的线性组合。的各行的线性组合。G共有共有k行，若行，若它们线性无关，则可以组合出它们线性无关，则可以组合出2k种不同的码组种不同的码组A，它恰是，它恰是有有k位信息位的全部码组。若位信息位的全部码组。若G的各行有线性相关的，则的各行有线性相关的，则不行能由不行能由G生成生成2k种不同的码组了。种不同的码组了。2)事实上，事实上，G的各行本身就是一个码组。因此，假的各行本身就是一个码组。因此，假如已有如已有k个线性无关的码组，则可以用其作为生成矩阵个线性无关的码组，则可以用其作为生成矩阵G，并

37、由它生成其余码组。，并由它生成其余码组。50第9章差错限制编码p错码矩阵和错误图样 p一般说来，A为一个n列的行矩阵。此矩阵的n个元素就是码组中的n个码元，所以发送的码组就是A。此码组在传输中可能由于干扰引入差错，故接收码组一般说来与A不确定相同。p若设接收码组为一n列的行矩阵B，即p则发送码组和接收码组之差为pB A=E(模2)p它就是传输中产生的错码行矩阵 p式中51第9章差错限制编码因此，若ei=0，表示该接收码元无错；若ei=1，则表示该接收码元有错。B A=E 可以改写成 B=A+E例如，若发送码组A=1000111，错码矩阵E=0000100，则接收码组B=1000011。错码矩阵

38、有时也称为错误图样错误图样。52第9章差错限制编码p校正子Sp当接收码组有错时，E 0，将B当作A代入公式(A H T=0)后，该式不确定成立。在错码较多，已超过这种编码的检错实力时，B变为另一许用码组，则该式仍能成立。这样的错码是不行检测的。在未超过检错实力时，上式不成立，即其右端不等于0。假设这时该式的右端为S，即pB H T=Sp将B=A+E代入上式，可得pS=(A+E)H T=A H T+E H Tp由于A HT=0，所以pS=E H Tp式中S称为校正子。它能用来指示错码的位置。pS和错码E之间有确定的线性变换关系。若S和E之间一一对应，则S将能代表错码的位置。53第9章差错限制编码

39、u线性分组码的性质u封闭性：是指一种线性码中的随意两个码组之和仍为这种码中的一个码组。u这就是说，若A1和A2是一种线性码中的两个许用码组，则(A1+A2)仍为其中的一个码组。这一性质的证明很简洁。若A1和A2是两个码组，则有uA1 HT=0,A2 HT=0u将上两式相加，得出uA1 HT+A2 HT=(A1+A2)HT=0u所以(A1+A2)也是一个码组。u由于线性码具有封闭性，所以两个码组(A1和A2)之间的距离（即对应位不同的数目）必定是另一个码组(A1+A2)的重量（即“1”的数目）。因此，码的最小距离就是码的最小重量（除全“0”码组外）。54第9章差错限制编码l9.6 循环码循环码n

40、9.6.1 循环码原理u循环性循环性：循环性是指任一码组循环一位（即将最右端的一个码元移至左端，或反之）以后，仍为该码中的一个码组。在下表中给出一种(7,3)循环码的全部码组。例如，表中的第2码组向右移一位即得到第5码组；第6码组向右移一位即得到第7码组。码组编号信息位监督位码组编号信息位监督位a6a5a4a3a2a1a0a6a5a4a3a2a1a0100000005100101120010111610111003010111071100101401110018111001055第9章差错限制编码一般说来，若(an-1 an-2 a0)是循环码的一个码组，则循环移位后的码组(an-2 an-3

41、 a0 an-1)(an-3 an-4 an-1 an-2)(a0 an-1 a2 a1)也是该编码中的码组。56第9章差错限制编码u码多项式u码组的多项式表示法u把码组中各码元当作是一个多项式的系数，即把一个长度为n的码组表示成u例如，上表中的随意一个码组可以表示为u其中第7个码组可以表示为u这种多项式中，x仅是码元位置的标记，例如上式表示第7码组中a6、a5、a2和a0为“1”，其他均为0。因此我们并不关切x的取值。57第9章差错限制编码p 码多项式的按模运算在整数运算中，有模n运算。例如，在模2运算中，有1+1=2 0 (模2)，1+2=3 1 (模2)，2 3=6 0 (模2)等等。一

42、般说来，若一个整数m可以表示为式中，Q 整数，则在模 n 运算下，有m p (模n)即，在模 n 运算下，一个整数m等于它被 n 除得的余数。58第9章差错限制编码在码多项式运算中也有类似的按模运算。若一随意多项式F(x)被一 n 次多项式N(x)除，得到商式Q(x)和一个次数小于n的余式R(x)，即则写为这时，码多项式系数仍按模2 运算，即系数只取 0 和1。例如，x3被(x3+1)除，得到余项1。所以有同理因为 xx3+1 x4+x2+1 x4+x x2+x+1应当留意，由于在模2运算中，用加法代替了减法，故余项不是x2 x+1，而是x2+x+1。59第9章差错限制编码u循环码的码多项式p

43、在循环码中，若T(x)是一个长为n的许用码组，则xiT(x)在按模xn+1运算下，也是该编码中的一个许用码组，即若则T(x)也是该编码中的一个许用码组。【证】因为若则（模(xn+1)）所以，这时有60第9章差错限制编码上式中T(x)正是T(x)代表的码组向左循环移位i次的结果。因为原已假定T(x)是循环码的一个码组，所以T(x)也必为该码中一个码组。例如，循环码组其码长n=7。现给定i=3，则其对应的码组为0101110，它正是表中第3码组。由上述分析可见，一个长为n的循环码必定为按模(xn+1)运算的一个余式。61第9章差错限制编码u循环码的生成矩阵Gu由上节中公式u可知，有了生成矩阵G，就

44、可以由k个信息位得出整个码组，而且生成矩阵G的每一行都是一个码组。例如，在此式中，若a6a5a4a3=1000，则码组A就等于G的第一行；若a6a5a4a3=0100，则码组A就等于G的其次行；等等。由于G是k行n列的矩阵，因此若能找到k个已知码组，就能构成矩阵G。如前所述，这k个已知码组必需是线性不相关的，否则给定的信息位与编出的码组就不是一一对应的。u在循环码中，一个(n,k)码有2k个不同的码组。若用g(x)表示其中前(k-1)位皆为“0”的码组，则g(x)，x g(x)，x2 g(x)，xk-1 g(x)都是码组，而且这k个码组是线性无关的。因此它们可以用来构成此循环码的生成矩阵G。6

45、2第9章差错限制编码p在循环码中除全“0”码组外，再没有连续k位均为“0”的码组，即连“0”的长度最多只能有(k-1)位。否则，在经过若干次循环移位后将得到一个k位信息位全为“0”，但监督位不全为“0”的一个码组。这在线性码中明显是不行能的。因此，g(x)必需是一个常数项不为“0”的(n-k)次多项式，而且这个g(x)还是这种(n,k)码中次数为(n k)的唯一多项式。因为假如有两个，则由码的封闭性，把这两个相加也应当是一个码组，且此码组多项式的次数将小于(n k)，即连续“0”的个数多于(k 1)。明显，这是与前面的结论冲突的，故是不行能的。我们称这唯一的(n k)次多项式g(x)为码的生成

46、多项式。一旦确定了g(x)，则整个(n,k)循环码就被确定了。63第9章差错限制编码p因此，循环码的生成矩阵G可以写成 p例：在上表所给出的(7,3)循环码中，n=7,k=3,n k=4。由此表可见，唯一的一个(n k)=4次码多项式代表的码组是其次码组0010111，与它相对应的码多项式（即生成多项式）g(x)=x4+x2+x+1。将此g(x)代入上式，得到p或64第9章差错限制编码由于上式不符合G=IkQ的形式，所以它不是典型阵。不过，将它作线性变换，不难化成典型阵。我们可以写出此循环码组，即上式表明，全部码多项式T(x)都可被g(x)整除，而且随意一个次数不大于(k 1)的多项式乘g(x

47、)都是码多项式。须要说明一点，两个矩阵相乘的结果应当仍是一个矩阵。上式中两个矩阵相乘的乘积是只有一个元素的一阶矩阵，这个元素就是T(x)。为了简洁，式中干脆将乘积写为此元素。65第9章差错限制编码u如何找寻任一(n,k)循环码的生成多项式 u由上式可知，任一循环码多项式T(x)都是g(x)的倍式，故它可以写成uT(x)=h(x)g(x)u而生成多项式g(x)本身也是一个码组，即有u T(x)=g(x)u由于码组T(x)是一个(n k)次多项式，故xk T(x)是一个n次多项式。由下式u可知，xk T(x)在模(xn+1)运算下也是一个码组，故可以写成66第9章差错限制编码 上式左端分子和分母都

48、是n次多项式，故商式Q(x)=1。因此，上式可以化成将T(x)和T(x)表示式代入上式，经过化简后得到上式表明，生成多项式g(x)应当是(xn+1)的一个因子。这一结论为我们找寻循环码的生成多项式指出了一条道路，即循环码的生成多项式应当是(xn+1)的一个(n k)次因式。例如，(x7+1)可以分解为为了求(7,3)循环码的生成多项式g(x)，须要从上式中找到一个(n k)=4次的因子。不难看出，这样的因子有两个，即67第9章差错限制编码 以上两式都可作为生成多项式。不过，选用的生成多项式不同，产生出的循环码码组也不同。6869第9章差错限制编码n9.6.2 循环码的编解码方法n循环码的编码方

49、法n编码原则n在编码时，首先要依据给定的(n,k)值选定生成多项式g(x)，即从(xn+1)的因子中选一个(n-k)次多项式作为g(x)。n由于全部码多项式T(x)都可以被g(x)整除。依据这条原则，就可以对给定的信息位进行编码：n设m(x)为信息码多项式，其次数小于k。用xn-k乘m(x)，得到的xn-k m(x)的次数必定小于n。用g(x)除xn-k m(x)，得到余式r(x)，r(x)的次数必定小于g(x)的次数，即小于(n k)。将此余式r(x)加于信息位之后作为监督位，即将r(x)和xn-k m(x)相加，得到的多项式必定是一个码多项式。因为它必需能被g(x)整除，且商的次数不大于(

50、k 1)。70第9章差错限制编码p编码步骤：p用xn-k乘m(x)。这一运算事实上是在信息码后附加上(n k)个“0”。例如，信息码为110，它相当于m(x)=x2+x。当n k=7 3=4时，xn-k m(x)=x4(x2+x)=x6+x5，它相当于1100000。p用g(x)除xn-k m(x)，得到商Q(x)和余式r(x)，即p例如，若选定g(x)=x4+x2+x+1，则 p上式相当于71第9章差错限制编码编出的码组T(x)为T(x)=xn-k m(x)+r(x)在上例中，T(x)=1100000+101=1100101，它就是上表中的第7码组。72第9章差错限制编码u循环码的解码方法u