книги из ГПНТБ / Теория и техника передачи данных и телеграфия учебник
..pdfКО Р Р Е К Т И Р У Ю Щ И Е К О Д Ы
§6.1. Принципы построения корректирующих кодов
6.1.1. |
Введение |
избыточности в кодовую |
комбинацию |
Одним |
из эффективных современных методов борьбы с ошиб |
ками в принимаемых сообщениях является применение в аппа ратуре передачи данных корректирующих кодов.
Корректирующими называются коды, позволяющие обнару живать или исправлять ошибки, возникающие в сообщении в процессе передачи вследствие воздействия помех.
Поясним принцип построения корректирующих кодов на при мере равномерных кодов. В этой главе, как и далее, будем рассматривать только двоичные коды, значения элементов кото рых обозначим «О» и «1». Это не ограничивает возможности рас пространения методов на случаи кодов с любым основанием. Идея построения корректирующих кодов заключается в том, что
для |
передачи сообщений |
|
источника информации используется |
|||
не |
все множество |
Л/ = 2 |
П |
возможных кодовых комбинаций, а |
||
|
|
П |
|
|
|
|
лишь некоторая их часть: |
|
|
|
|
||
|
|
|
|
NK < |
Nn. |
|
|
Комбинации, составляющие код, часто называют разрешен |
|||||
ными, а те Nn— NK |
комбинаций, |
которые не |
используются для |
|||
передачи, —• запрещенными. Выражение NK<Nn |
определяет усло |
|||||
вие существования |
корректирующего кода. |
|
Принцип обнаружения ошибок с помощью кода состоит в сле дующем. Переход переданной кодовой комбинации в запрещен^ ную, возможный в результате воздействия помех, выявляется при анализе принятой комбинации в декодирующем устройстве, и тем самым устанавливается факт наличия ошибки в анализируемой комбинация. Вполне очевидно, что если под воздействием помех переданная комбинация трансформируется в разрешенную, то в этом случае ошибки не обнаруживаются и происходит ложное отождествление принятого сообщения с некоторым сообщением источника (необнаруженная ошибка). Таким образом, множе ство запрещенных комбинаций можно рассматривать как общую защитную область кода, при этом ошибки в переданной комби нации обнаруживаются в Nn— Лг к случаях возможных ее транс-
формаций. Код, удовлетворяющий условию NK<Nn, |
способен об |
|||||||
наруживать ошибки,в NK(NU |
— iV„) |
случаях трансформации |
пе |
|||||
реданных |
комбинаций. |
|
|
|
|
|
|
|
Число |
необнаруживаемых трансформаций |
составляет |
вели |
|||||
чину NK (NK — 1). При этом |
доля |
обнаруживаемых |
|
трансфор |
||||
маций от всевозможных трансформаций переданных |
комбина |
|||||||
ций, общее число которых |
равно |
NKNn, составляет |
1 — |
|
NK/Nn. |
|||
Доля необнаруживаемых трансформаций равна (NK |
— \)/Nn. |
Из |
||||||
этого соотношения видно, что с уменьшением |
NK по |
сравнению |
||||||
с Nn увеличивается доля |
обнаруживаемых |
трансформаций и |
||||||
уменьшается доля необнаруживаемых трансформаций. |
Таким |
|||||||
образом, для повышения защитных свойств кода |
необходимо |
|||||||
усиливать |
неравенство NK < |
N„. |
|
|
|
|
|
|
Аналогичным образом можно пояснить и принцип построения кода, исправляющего ошибки. Специфика состоит в том, что в этом случае недостаточно только выявить наличие ошибок в при нятой кодовой комбинации, необходимо также определить их местоположение, т. е. указать, какая кодовая комбинация была передана в действительности. Для этой цели необходимо создать из неиспользуемых комбинаций защитную зону для каждой ко
довой комбинации, т. е. все множество Nn— |
J V k запрещенных |
комбинаций разбить на NK непересекающихся |
подмножеств. При |
этом каждой кодовой комбинации Уг- приписывается вполне опре деленная защитная зона Ау.. Состав каждой защитной зоны определяется статистикой ошибок в канале связи. Процесс ис правления ошибок заключается в том, что принятая запрещен ная комбинация отождествляется с той разрешенной (кодовой) комбинацией, в зону которой данная запрещенная комбинация входит. Например, если передана кодовая комбинация V{ и под воздействием помех в канале она трансформировалась в запре щенную комбинацию V/, принадлежащую зоне A vh то декоди-
. рующее устройство выдаст получателю комбинацию V*.
Бели ж е переданная комбинация V, под воздействием оши бок трансформируется в некоторую другую разрешенную комби нацию Vj или любую комбинацию, принадлежащую ее защитной
зоне |
A Vj, то декодирующее устройство |
отождествляет |
передан |
ную |
комбинацию Vi С комбинацией Vj, |
что приводит |
к появле |
нию ошибок в информации, выдаваемой получателю. На рис. 6.1 иллюстрируются указанные переходы, причем Е{ — это совокуп ность ошибок, накладываемых на кодовую комбинацию V,-
Следовательно, чтобы с большей вероятностью исключить возможность ложного отождествления принятых комбинаций с другими разрешенными, необходимо для каждой кодовой ком бинации предусмотреть защитную зону, содержащую все наибо лее вероятные трансформации Данной комбинации. Очевидчю, что чём большее число наиболее вероятных трансформаций
14* |
211 |
включает защитная зона, тем выше корректирующие свойства кода.
Вполне понятно, что у наиболее эффективных корректирую щих кодов число разрешенных комбинаций значительно уменьшается по сравнению с полным числом возможных ком бинаций. При этом код способен исправить jVn — 7VK возмож ных трансформаций кодовых комбинаций. Доля же исправля емых трансформаций от общего числа возможных составляет
Рис. 6.1.
(1 — NKl Л/Д7VK, т. е. в NK раз меньше доли обнаруживаемых трансформаций. В этом отношении обнаружение ошибок эф фективнее, чем исправление.
6.1.2. |
Основные |
|
характеристики |
|
корректирующих |
|
кодов |
|||||
Избыточность |
кода. В |
случае |
равномерного |
двоичного |
||||||||
кода длина |
кодовой |
комбинации |
может быть |
определена как |
||||||||
n=\og2Nn. |
Однако для того, |
чтобы |
создать |
NK |
различных |
ком |
||||||
бинаций, |
достаточно иметь число двоичных независимых |
пере |
||||||||||
менных, |
равное k = \og2NK, |
где |
k=tl |
( / = 1 , |
2, |
3 . . . ) . |
|
Следова |
||||
тельно, в каждую кодовую комбинацию корректирующего |
кода |
|||||||||||
введено |
r=n |
— k=-\og2NnjNK |
избыточных |
элементов |
с |
целью |
||||||
получения N„ — NK |
запрещенных |
комбинаций. |
|
|
|
|
||||||
Число |
\og2NK |
принимает |
целые |
значения, |
когда |
в |
7VK |
ком |
бинациях в определенных разрядах содержатся все возможные двоичные последовательности длины k или когда набор из NK комбинаций при помощи некоторого преобразования может быть отображен на множество из 2h всех возможных последователь ностей длины k. Если же Лг к не равно степени числа 2, то это приводит к тому, что log2 A/K не будет равен целому числу. В та ком случае следует log2 A/K округлять до ближайшего большего
целого числа: & = ]l'og2A/K[ = log2AV, |
а комбинации, |
образующие |
||||
разность NK' — NK, |
следует относить |
к запрещенным |
или исполь |
|||
зовать в качестве служебных. |
|
|
|
|
|
|
Установление |
однозначного |
соответствия |
между |
|
ft-элемент- |
|
ными комбинациями простого кода и n-элементными |
комбина |
|||||
циями корректирующего кода |
и составляет |
процесс |
кодирова |
ния. Эта операция осуществляется в кодирующем устройстве. Таким образом, в каждой кодовой комбинации корректирую
щего кода, наряду с k элементами, несущими информацию источ ника сообщений (информационные элементы), имеется г эле ментов, обеспечивающих коду корректирующие свойства (избы точные элементы).
Вводимая в кодовую комбинацию избыточность оценивается либо числом избыточных элементов (абсолютная избыточность), либо отношением kin (скорость передачи или коэффициент передачи кода).
Минимальное кодовое расстояние. Минимальное кодовое расстояние dM 1 ,„ между различными парами кодовых комбинаций
является |
важной |
характери |
|
|
|
|
|
|
|||
стикой кода и может быть ис- |
• |
• |
• |
• |
• |
• |
|||||
пользовано для оценки коррек |
|
|
|
|
|
|
|||||
тирующих |
свойств |
кода, |
пред- |
|
. |
• |
• |
^ |
•- |
||
назначенного для |
обнаружения |
% 7 |
{ |
|
|
, |
, ; > |
||||
или исправления |
ошибок. Ми |
|
|
|
|
|
|
||||
нимальное |
кодовое |
расстояние |
|
|
|
|
|
|
|||
связано |
с кратностью (числом) |
|
|
|
|
|
|
||||
гарантийно |
обнаруживаемых |
|
|
|
|
|
|
||||
или гарантийно |
исправляемых |
|
|
|
|
|
|
||||
ошибок, т. е. таких совокупно |
|
|
|
|
|
|
|||||
стей ошибок, все варианты ко |
|
|
|
|
|
|
|||||
торых |
обнаруживаются |
или |
|
|
Рис |
6.2. |
|
|
исправляются кодом.
Пусть s означает кратность гарантийно обнаруживаемых ко дом ошибок, a t — кратность гарантийно исправляемых ошибок. Если код используется только для обнаружения ошибок, то для обнаружения всех вариантов из s или менее ошибок в кодовой комбинации необходимо и достаточно иметь минимальное кодо вое расстояние, равное dM„„ s-L 1. Действительно, если мини мальное расстояние равно s - f l , то никакой вариант s-кратной ошибки не может перевести передаваемую комбинацию в разре шенную, в го время как при минимальном расстоянии dMWH^.s существует хотя бы одна пара комбинаций, отстоящих друг от друга на расстоянии, меньшем или равном s, и найдется такой
вариант s-кратной ошибки, который трансформирует одну |
из |
||
этих комбинаций |
в другую (рис. |
6.2). |
|
Исправление |
всех вариантов |
/ и менее кратных ошибок |
воз |
можно, если с/М И н^2^4-1. В этом случае в защитную зону каж дой кодовой комбинации входят все запрещенные комбинации,
отличающиеся от нее в t элементах и менее. Любая комбинация
с* ошибками отличается от переданной в f элементах, а ог
другой кодовой комбинации — в 2t+\ —?>t элементах и поэтому будет отождествлена декодирующим устройством с переданной комбинацией. Если ж е dymH<^2t, то возможен хотя бы один слу чай, когда сшибка кратности t трансформирует переданную ком бинацию в такую запрещенную комбинацию, которая столь же близка к одной из непередававшихся разрешенных комбинаций, как и к переданной (рис. 6.3).
Аналогичными рассуждениями можно показать, что для од новременного исправления всех ошибок кратности до t включи тельно и обнаружения всех оши
бок |
кратности до |
s^-t |
необхо- |
димо |
и достаточно, |
чтобы |
выпол |
нялось уСЛОВИе Ямин ^ + S + 1. Приведенные результаты име
ют общий характер. Они справед
ливы |
для любого корректирую |
||
щего |
кода, |
удовлетворяющего |
|
единственному |
условию |
NK<Na. |
То или иное использование потен циальной корректирующей спо собности кода реализуется только при удачном выборе разрешен ных и запрещенных комбинаций в коде, т. е. зависит от структур ных свойств кода.
В зависимости от требований, предъявляемых к корректирующему коду в конкретной системе передачи дискретной информации, возможны следующие различ ные задачи, связанные с особенностями построения корректи рующих кодов:
—при заданных я и k построить код с максимальным зна
чением минимального кодового расстояния d M I I H ;
— |
по заданным |
я и d M H H |
построить код с максимальным k; |
||
— |
по заданным |
k |
и d^,ma |
построить код с минимальным я; |
|
— |
по заданным |
|
г |
и djnra найти код с максимальным k и ряд |
других задач.
Указанные задачи требуют отыскания функциональной зави
симости между основными параметрами кода я, k |
и d M I , H . |
|
6.1.3. Классификация |
корректирующих |
кодов |
Все корректирующие коды могут быть подразделены на два обширных класса — блоковые и непрерывные коды.
Блоковыми называют такие коды, в которых каждому от дельному сообщению соответствует кодовая комбинация (блок) из определенного числа элементов.
Непрерывными называют такне коды, в которых операция кодирования и декодирования производится непрерывно над всей последовательностью элементов, составляющих сообщение. Деление передаваемой информации (сообщения) на блоки в этом случае отсутствует.
Блоковые коды в свою очередь делятся на разделимые и не разделимые. Разделимыми называют такие коды, в которых из вестны места информационных и избыточных элементов. В не разделимых кодах не известно, какие элементы относятся к информационным, а какие к избыточным. Очень часто в разде лимых кодах избыточные и информационные элементы связы ваются между собой системами линейных проверочных соотно шений. Такие разделимые коды принято называть систематиче скими кодами. Избыточные элементы в систематических кодах
ноды
6лемоб°/>/е
Не/Оаэделг/мь/е
Рис. 6.4.
обычно вводятся как результат проверки на четность определен ной совокупности информационных элементов. В силу этого избы точные элементы кодовой комбинации называют проверочными.
На рис. 6.4 приведена схема, иллюстрирующая рассмотрен ную классификацию корректирующих кодов.
В настоящее время в технике связи широкое распространение получили как блоковые, так и непрерывные коды. Из блоковых кодов наиболее перспективными с точки зрения применения в современных системах связи являются систематические коды.
§ 6.2. Групповые коды и способы их описания
6.2.1. Представление |
кодовых |
комбинаций |
Д л я удобства описания и пояснения принципов построения корректирующих кодов множество кодовых комбинаций отож дествляют с векторами или многочленами.
Для двоичных кодов такое соответствие устанавливается сле дующим образом;
(а„ |
а , , . . . , а„) <==> alel |
f |
а2е2 |
+ . . . + |
апеп |
|
|
||||||
и |
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
(а„ |
«г. • - •, "« ) |
«<A '° + |
й 2 * ' |
-г • • • + |
а п - * я _ 1 , |
|
|||||||
где а,-— элемент |
кодовой |
комбинации; |
|
орт |
векторного |
||||||||
пространства; |
х — формальная |
переменная. |
|
|
|
|
|
||||||
Введем действия над кодовыми |
комбинациями, аналогичные |
||||||||||||
действиям над векторами и многочленами: |
(аи |
а.г,..., |
ап)-\- |
||||||||||
— сложение |
кодовых |
комбинаций— |
|||||||||||
-+-(*„ Ь2 , . . . A |
) = |
(ai + |
* „ |
at + |
bt, |
. . . , a „ |
+ |
6 J ; |
|
|
|
|
|
— умножение |
кодовой |
комбинации |
на |
скаляр |
(двоичный |
||||||||
элемент) — 0 |
(av |
а 2 , . . . , а„) = |
(0, 0 |
|
0); |
1 (а,, |
а 2 |
, . . . , |
а„) |
= |
|||
= ( а „ а „ , . . . , а я ) ; |
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
— скалярное |
произведение |
кодовых комбинаций — |
|
||||||||||
( a l t a 2 , . . . , ап) (bu |
b, |
bn)=axbl |
+ |
аф2 |
+ . . . + |
anbn. |
|
||||||
Во всех этих действиях |
сложение |
|
производится |
по модулю |
2. |
В результате скалярного произведения комбинаций получаем двоичный элемент — «0» или «1». Если скалярное произведение
комбинаций |
равно нулю, то такие комбинации |
называются орто |
||
гональными. |
|
|
|
|
|
6.2.2. |
Определение |
группового |
кода |
Групповым |
кодом |
называют такой корректирующий код, мно |
жество кодовых комбинаций которого содержит нулевую комби нацию и является замкнутым в отношении сложения комбина ций, т. е. сумма любых кодовых комбинаций также является кодовой комбинацией.
Если в кодовой комбинации группового кода известны места информационных и избыточных элементов, то такой групповой код является систематическим.
Групповые коды обладают рядом важных свойств. Приведен ная ниже теорема определяет связь между минимальным кодо вым расстоянием и весами кодовых комбинаций.
Теорема 6.1. Минимальное кодовое расстояние группового кода равно минимальному весу его ненулевых кодовых комби наций.
Действительно, кодовое расстояние между двумя комбина циями определяется как вес суммы этих комбинаций. Однако сумма двух кодовых комбинаций, по определению кода, также является кодовой комбинацией, следовательно, кодовое расстоя ние между двумя комбинациями определяется весом некоторой кодовой комбинации. Если рассмотреть расстояние между всеми возможными парами кодовых комбинаций, то можно сделатьвывод, что списку кодовых расстояний группового кода одно значно соответствует описок весов кодовых комбинаций. Следо-
216
вательно, и минимальному кодовому расстоянию в групповом коде соответствует ненулевая кодовая комбинация с минималь ным весом.
Другие важные свойства групповых кодов будут изучены в связи с матричным описанием этих кодов. Для систематических кодов общепринято обозначение— (га, &)-код.
6.2.3. Матричное описание (п, k)-кодов
Отождествление кодовых комбинаций групповых кодов с век торами позволяет упростить их задание и описание. Известно,, что векторное пространство однозначно задается базисом. При меняя понятие базиса векторного пространства, можно утверж
дать, что для задания |
(га, 6)-кода |
достаточно |
использовать |
k ли |
нейно-независимых |
кодовы'Х комбинаций.*) |
Если известно |
||
k линейно-независимых кодовых |
комбинаций |
группового |
кода,, |
то, используя определение группового кода, можно получить все остальные кодовые комбинации путем суммирования исходных комбинаций в различных сочетаниях. Набор исходных кодовых
комбинаций |
может |
быть |
различным для одного |
и |
того ж е |
(га, k) -кода. |
|
|
|
|
|
Обычно принято записывать комбинации, с помощью |
которых |
||||
задают (га, £)-код, |
в виде |
прямоугольной таблицы |
(матрицы) v |
||
имеющей k |
строк и га столбцов, где строками являются |
линейно- |
независимые кодовые комбинации. Такую матрицу называют порождающей матрицей группового кода и обозначают G(„, h).
Рассмотрим в качестве примера (5,3)-код. Этот код должен иметь 2f t = 2 3 —8 кодовых комбинаций. Условимся первых три разряда в кодовой комбинации а ь а2 , а 3 отводить под информа ционные элементы, а два последних а4 , as—>под избыточные- (проверочные). Пусть проверочные элементы формируются как
сумма по модулю 2 определенных информационных |
элементов: |
|||
а4 = а\ + а2, аь — а2 + аг. |
Эти |
соотношения можно |
представить в. |
|
'Эквивалентном виде: |
at +а2 |
+ а4 = 0 и a 2 + a3 -)-a5 |
=0, |
т. е. сумма |
по модулю 2 значений элементов, входящих в каждое из прове рочных соотношений, равна нулю. Используя такой принцип по
строения кодовой |
комбинации, |
получаем все |
комбинации |
|
(5,3)-кода в виде, представленном |
в табл. 6.1. |
|
||
Минимальное кодовое расстояние в данном коде равно двум- |
||||
((представляется |
читателю |
проверить самостоятельно). Код |
||
имеет несколько |
наборов |
линейно-независимых |
комбинаций,, |
которые можно использовать в качестве порождающей матрицы
(например, комбинации № 1,2,4; 4,5,6 ; 4,6, 7 |
и т. д . ) . |
|
|
Для того чтобы исключить неоднозначность |
в записи |
порож |
|
дающей |
матрицы, вводят понятие о канонической |
форме |
порож |
дающей |
матрицы (га, 6)-кода. |
|
|
*) Набор из k кодовых комбинаций называют линейно-независимым, если- •их сумма не равна нулю. В противном случае данный набор кодовых комби наций является линейно-зависимым.
|
|
|
|
|
|
|
|
|
Т а б л и ц а 6.1 |
|
№ |
Комбинация |
Комбинация |
корректи |
Вес кодовой |
||||||
простого |
кода |
|
рующего |
(5,3)-кода |
||||||
|
|
|||||||||
п.п. |
а3 |
|
«1 |
|
|
|
а2 |
|
комбинации |
|
|
|
|
|
|
|
|
||||
|
|
|
|
|
|
|
|
|||
1 |
0 |
0 |
1 |
0 |
1 |
0 |
0 |
1 |
2 |
• • і |
2 |
0 |
1 |
0 |
1 |
1 |
0 |
1 |
0 |
3 |
|
3 |
0 |
1 |
1 |
1 |
0 |
0 |
1 |
1 |
3 |
|
4 |
1 |
0 |
0 |
1 |
0 |
1 |
0 |
0 |
2 |
|
5 |
1 |
0 |
1 |
1 |
1 |
1 |
0 |
1 |
4 |
|
6 |
1 |
1 |
0 |
0 |
1 |
1 |
1 |
0 |
3 |
|
7 |
1 |
1 |
1 |
0 |
0 |
1 |
1 |
1 |
3 |
|
8 |
0 |
0 |
0 |
0 |
0 |
0 |
0 |
0 |
0 |
|
Каноническая форма порождающей матрицы группового кода
имеет вид |
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
||
|
|
|
|
|
G(n, k) = [Rft х (л - |
*) 1*1 > |
|
|
|
||||
где \k — единичная |
матрица |
размерности |
(kXk), |
т. е. квадрат |
|||||||||
ная матрица из k строк и k |
столбцов, |
у |
которой |
на |
главной |
||||||||
диагонали |
находятся |
единицы, |
а |
все остальные элементы — |
|||||||||
нули; |
\k располагается на местах |
информационных |
элементов |
||||||||||
кодовых |
комбинаций |
и служит |
для |
формирования |
информа |
||||||||
ционных |
элементов |
|
кодовых |
комбинаций; Rkx(n-k) — матрица |
|||||||||
из k |
строк |
и п — k |
столбцов, расположенная на |
местах |
избы |
||||||||
точных |
элементов |
кодовых |
комбинаций, |
составленная |
из про |
верочных элементов базисных кодовых комбинаций и предназ наченная для формирования избыточных элементов этих ком бинаций.
Для (5,3)-кода каноническая форма матрицы
10 |
1 |
0 |
0" |
G(5,3, = 11 |
0 |
1 |
0 |
01 |
0 |
0 |
1 . |
Порождающая матрица может быть преобразована к кано нической форме при любом исходном базисе путем перестановки и сложения строк. Пусть, например, (5,3)-код задан матрицей ^справа указан номер соответствующей комбинации).
"10 |
1 |
0 |
0 |
(4) |
G(5,3) = 11 |
1 |
0 |
1 |
(5) |
.01 |
1 |
1 |
0. |
(6) |
Первая строка соответствует канонической форме (по виду информационных разрядов). Прибавим к третьей строке первую и запишем результат в качестве второй строки, а ко второй
218
строке прибавим первую и запишем результат в качестве третьей строки. В результате получим порождающую матрицу в кано нической форме:
"10 |
100] |
(4) |
|
10 |
100~ |
(4) |
|
|
|
|
11 |
101 I |
(5) |
~ |
11 |
010 |
(4) |
+ |
(6) |
= |
(2) |
01 |
110.1(6) |
|
L01 |
' 0 0 1 . |
(4) |
+ |
(5) |
= |
(1). |
Широкое применение нашел также и другой способ матрич ного описания кодов. Сущность его сводится к следующему. Если записать правило формирования каждого из проверочных соотношений кода в виде «-элементного проверочного вектора -из нулей и единиц, в котором единицы расположены на местах элементов кодовой комбинации, входящих в проверочное соот
ношение, |
то получим п — k |
проверочных векторов. В |
отношении |
||||||||||
связи проверочных векторов и кодовых комбинаций |
групповых |
||||||||||||
кодов справедлива следующая |
теорема. |
|
|
|
|
||||||||
Теорема |
6.2. |
Любая |
кодовая |
комбинация |
ортогональна каж |
||||||||
дому проверочному вектору для данного кода. |
|
|
|||||||||||
Действительно, |
если |
Н = |
(къ |
д2 , . . . , |
я„) — проверочный |
||||||||
вектор, |
а |
V— |
(vt, |
v 2 , . . . , |
vn) |
— кодовая |
комбинация, |
то их |
|||||
скалярное |
произведение равно г»,я, -f- v2h2 |
-f- . . . + |
= |
S ^ A - - |
|||||||||
Здесь |
сумма берется |
по |
всем |
слагаемым, |
в которых |
ht = \, |
|||||||
т. е. сводится |
к сумме |
по модулю |
2 тех |
элементов |
кодовой |
комбинации, которые входят в проверочное соотношение, и,
значит, должна равняться нулю. |
|
|
|
|||
Записав проверочные векторы группового кода |
в прямо |
|||||
угольную |
таблицу, |
получим |
матрицу |
из я — k |
строк и я столб |
|
цов, называемую |
проверочной, |
матрицей кода или |
матрицей |
|||
проверок |
и обозначаемую |
Н(Л , *>. |
Каждая |
строка |
матрицы |
проверок есть проверочное соотношение, связывающее ряд информационных элементов кодовой комбинации с одним из избыточных элементов. Единицы на позициях, соответствующих информационным элементам кодовой комбинации, указывают, какие информационные элементы участвуют в формировании проверочного элемента, а единица на позициях избыточных элементов указывает, какой именно проверочный, элемент об разован данной суммой информационных элементов. Так как каждая строка матрицы проверок отличается от других по
крайней мере |
видом элементов, соответствующих |
избыточным |
|||
разрядам, |
то |
все ее строки линейно-независимы и, |
следова |
||
тельно, Н(„,к) |
является порождающей матрицей |
(я, я — &)-кода, |
|||
каждая кодовая комбинация которого ортогональна |
кодовым |
||||
комбинациям |
исходного (я, &)-кода. Код, порождаемый матри |
||||
цей Н,п , *), |
называют нулевым пространством |
(я, |
&)-кода или |
||
двойственным |
|
кодом. |
|
|
|
Проверочная матрица позволяет формализовать процесс |
|||||
вычисления |
проверочных соотношений для |
любой |
кодовой |