- •Санкт-Петербургский государственный университет телекоммуникаций им.Проф. М.А. Бонч-Бруевича в.М. Охорзин
- •Санкт-Петербург
- •Тема 1. Основные понятия и определения в области пдс
- •1.1.Дискретность
- •Соответствующие виды сигналов:
- •1.2.Модуляция
- •1.3.Кодирование
- •1.4.Упрощенная структурная схема аппаратуры пдс.
- •1.5. Основные параметры и характеристики системы пдс
- •Тема 2. Системные характеристики систем передачи дискретных сообщений 2.1 Понятие об эталонной модели взаимодействия открытых систем
- •2.2. Понятие о телеуслугах
- •2.3 Первичные коды в системах пдс
- •2.3.1. Телеграфные коды
- •2.3.2. Коды для передачи данных
- •Тема 3. Основные характеристики уровня дискретного канала систем пдс
- •3.1. Понятие об искажениях дискретных сигналов
- •3.1.1. Классификация искажений
- •3.1.2.Характеристические краевые искажения
- •3.1.3 Краевые искажения типа преобладаний
- •3.1.4.Случайные искажения
- •3.2.Понятие о методах регистрации дискретных сигналов
- •3.2.1.Метод стробирования
- •3.2.2. Интегральный метод
- •Интегрирование в промежутке, меньшем длительности элементарной посылки
- •3.3 Оценка эффективности методов регистрации
- •3.3.1.Распределение краевых искажений
- •3.3.2. Распределение дроблений
- •3.3.3. Расчет вероятности ошибки при краевых искажениях
- •3.3.4.Расчет вероятности ошибки при дроблениях
- •3.4.Модели дискретных каналов
- •3.4.1.Поток ошибок в дискретном канале
- •3.4.2.Методы выявления и исследования последовательностей ошибок
- •3.4.3 Основные закономерности распределения ошибок в реальных каналах связи
- •3.4.4 Математические модели дискретных каналов с группированием ошибок
- •А. Модель неоднородного канала.
- •Б. Двухпараметрическая модель дискретного канала
- •Тема 4. Устройство синхронизации по элементам (усп).
- •4.1.Назначение и классификация
- •О сновные элементы устройства , реализующего фапч:
- •4.2. Необходимость поэлементной синхронизации . Расчет времени удержания синхронизма.
- •4.3.Схема фапч с дискретным управлением.
- •4.4.Основные характеристики системы фапч.
- •Тема 5. Линейные (n,k)-коды
- •5.1. Определение помехоустойчивых кодов и их общие характеристики
- •5.1.1. Принципы построения помехоустойчивых кодов
- •5.1.2. Основные характеристики помехоустойчивых кодов
- •Классификация помехоустойчивых кодов
- •5.1.4.Граничные соотношения между характеристиками помехоустойчивых кодов
- •5.1.5.Задачи
- •5.2. Групповые коды и способы их описания
- •5.2.1. Основные алгебраические системы, используемые в теории кодирования
- •5.2.2. Способы представления кодовых комбинаций
- •5.2.3. Определение группового кода
- •5.2.4. Матричное описание групповых кодов
- •5.2.5. Задачи
- •5.3. Другие свойства групповых кодов
- •5.3.1. Корректирующие свойства групповых кодов
- •5.3.2. Процедуры кодирования и декодирования для группового кода
- •5.3.3. Укорочение кода
- •5.3.4. Оценка эффективности групповых кодов
- •5.3.5. Смежно-групповые коды
- •5.3.6. Задачи
- •5.4. Примеры групповых кодов
- •5.4.1. Коды с единственной проверкой на четность
- •5.4.2. Коды Хэмминга
- •5.4.3. Итеративные коды.
- •Тема 6. Двоичные циклические (n,k) - коды
- •6.1. Основные алгебраические системы, используемые в теории кодирования.
- •6.2. Определение циклического кода
- •6.3. Построение порождающей и проверочной матриц циклических кодов.
- •6.4. Коды Боуза-Чоудхури-Хоквингема (бчх).
- •6.5. Выбор порождающего многочлена для кода бчх
- •6.6. Эффективность двоичных кодов бчх
- •6.6.1. Задачи
- •6.7. Кодирующие и декодирующие устройства циклических кодов
- •6.7.1 Процедура кодирования и декодирования для циклических кодов
- •6.7.2. Линейные переключательные схемы, используемые в кодирующих и декодирующих устройствах циклических кодов
- •6.7.3. Схемы кодирующих устройств циклических кодов
- •6.7.4. Декодирующие устройства циклических кодов
- •6.7.5. Задачи
5.1.2. Основные характеристики помехоустойчивых кодов
Избыточность кода. Выше показано, что корректирующие свойства кода определены условием . Длина кодовой комбинации может быть определена, как . Для того, чтобы создать N различных комбинаций, достаточно иметь число двоичных независимых переменных, равных . Итак, в каждую кодовую комбинацию помехоустойчивого кода введено дополнительных символов, для того, чтобы получить запрещенных комбинаций.
Установление однозначного соответствия между к – элементными комбинациями простого кода и n – элементными комбинациями корректирующего кода и составляет процесс кодирования. Эта операция осуществляется в кодере передатчика устройства защиты от ошибок (УЗО).
Таким образом, в каждой кодовой комбинации помехоустойчивого кода, наряду с k символами, несущими информацию источника сообщений (информационные символы), имеется m символов, обеспечивающих коду корректирующие свойства (избыточные символы). Если местоположение информационных и избыточных символов в кодовой комбинации известно, то код принято называть разделимым. В противном случае код называют неразделимым.
Вводимая в кодовую комбинацию избыточность оценивается либо числом избыточных символов m (абсолютная избыточность), либо отношением (скорость или коэффициент передачи кода).
Под весом кодовой комбинации двоичного кода принято понимать количество элементов со значением “I” в данной комбинации. В качестве меры удаленности одной кодовой комбинации от другой используют кодовое расстояние (расстояние Хэмминга).
Кодовое расстояние между двумя комбинациями определяется числом символом, в которых эти комбинации отличаются. Кодовое расстояние принято обозначать буквой d. Для двоичных кодов расстояние между двумя комбинациями, например и , можно определять как вес результата поразрядного сложения элементов этих комбинаций по модулю 2:
.
Минимальное кодовое расстояние (dmin) между различными парами кодовых комбинаций может быть использовано для оценки корректирующих свойств кода, предназначенного для обнаружения или исправления многократных ошибок.
Пусть s означает кратность (число) гарантийно обнаруживаемых кодом ошибок, а t есть кратность гарантийно исправляемых ошибок. Если код используется только для обнаружения ошибок, то для того, чтобы обнаружить все варианты из s или менее ошибок в кодовой комбинации, необходимои достаточно иметь минимальное кодовое расстояние равным .
Действительно, если минимальное расстояние равно s+1 (рис. 5.3а), то никакой вариант S – кратной ошибки не может перевести передаваемую комбинацию в разрешенную, в то время как при минимальном расстоянии , 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.
Аналогично исправление всех t и менее кратных ошибок возможно тогда и только тогда, если . В этом случае в защитную зону каждой кодовой комбинации входят все запрещенные комбинации, отличающиеся от нее в символах и менее (рис. 5.3б). Любая комбинация с ошибками отличается от переданной в символах, а от другой кодовой комбинации в символах потому будет отождествлена декодером приемника УЗО с переданной комбинацией. Если же , то возможен хотя бы один случай, когда ошибка кратности t трансформирует переданную комбинацию в такую запрещенную комбинацию, которая столь же близка к одной из непередававшихся разрешенных комбинаций, как и к переданной.
Аналогичными рассуждениями можно показать, что для одновременного исправления всех ошибок кратности до включительно и обнаружения всех ошибок кратности до , необходимо и достаточно, чтобы выполнялось условие (рис.5.3в).
а) Минимальное кодовое расстояние для кода, гарантийно обнаруживающего S-кратные ошибки
б) Минимальное кодовое расстояние для кода, гарантийно исправляющего t-кратные ошибки
в) Минимальное кодовое расстояние для кода, гарантийно обнаруживающего ошибки кратности до S' и исправляющего V кратные ошибки
Рис 5.3