5.8Разложение двучленов непримитивной длины на простые множители

Интерес представляют нечетные длины и не равные . Изложим формальную процедуру решения данной задачи.

1. Используя таблицу В.1 монографии Питерсон У., Уэлдон Э. «Коды, исправляющие ошибки» (перевод с английского – М: Мир, 1976), находим, в каком поле лежат корни разлагаемого двучлена из условия . Потребуется далее знать значение и значение . Первый параметр указывает, в каком поле лежат корни, а будет необходим для поиска делителей в таблице В.2.

2. В соответствии со свойством 7 составляем все цепочки корней.

3. Находим искомые множители в списке найденного значения степени таблицы В.2 по алгоритму – корню будет соответствовать у непримитивной длины корень , его мы и находим из таблицы.

Проиллюстрируем процедуру разложения на конкретном примере. Пусть . Разложить на простые множители.

1. 

.

2. 

Из цепочек корней заключаем, что есть два многочлена 12-й степени, один многочлен четвертой степени, два многочлена третьей степени и один многочлен первой степени.

3. Находим многочлены.

Таким образом, получается:

Имея разложение и последовательности корней, легко конструируется код с требуемым кодовым расстоянием. Для этого строят цепочку корней нужной по свойству 9 длины. При объединении последовательностей корней надо стремиться к минимуму избыточных символов. Следует помнить еще одну особенность, то, что 1=⁰=ⁿ и свойство цикличности.

5.9Основные теоремы об ошибках, обнаруживаемых циклическими кодами

Обнаруживающие свойства циклического кода определяются видом полинома, задающего код, а именно, его степенью, числом членов, значностью кодовой комбинации. Имеется ряд теорем, которые позволяют судить об обнаруживающих способностях кода. Сформулируем и докажем их.

Теорема 1. Циклический код, образованный любым полиномом g(x), содержащим более одного члена, обнаруживает все одиночные ошибки.

Вектор одиночной ошибки е(х) имеет вид е(х)=хⁱ, где . Очевидно, что хⁱ не делится без остатка на многочлен, который состоит из более одного члена. Следовательно, теорема доказана.

Теорема 2. Любой кодовый многочлен циклического кода с порождающим многочленом g(x)=1+x содержит четное число членов.

Пусть v(x)=(1+x)*a(x) и информационный полином a(x) содержит «m» членов. После умножения будет два многочлена а(х) и х*а(х) каждый их которых также будет содержать по «m» членов. Из общего числа 2m членов часть может попарно уничтожится. Пусть таких пар m₁. Остается членов 2m-2m₁=2(m-m₁) – четное число. Следствием этого является факт,

а) что g(x)=1+x обнаруживает все нечетные ошибки. Полином ошибок с нечетным числом единиц не является кодовым по теореме.

, следовательно Р(х) содержит нечетное число единиц запрещенных комбинаций.

б ) Любой циклический код, образованный полиномом 1+х также обнаруживает все нечетные ошибки, такие как

1+х=(1+х)(1+х+х²+…+х^l-1).

Определим понятие «пачка ошибок». Это группа символов, начинающаяся ошибкой и заканчивающаяся также ошибкой, между этими крайними ошибочными символами могут быть как правильные, так и ошибочные символы. В виде многочлена «пачка ошибок» записывается как

е(х)=хⁱ+…+х^j, ijn-1.

Длиной пачки называют число b=j-i+1, то есть это число символов в пачке, Очевидно, что bn.

Теорема 3. Любой циклический код, образованный при помощи полинома степени (n-k), обнаруживает любую пачку ошибок длиной b=n-k и менее. Пачке ошибок длиной b=n-k соответствует полином

e(x)=xⁱ+xⁱ⁺¹+…+x^j=xⁱ(x^n-k-1+…+1).

Первый множитель xⁱ не делится на образующий полином g(x), состоящий более, чем из одного члена. Второй множитель имеет степень n-k-1 или меньше. Степень полинома g(x)=(n-k) больше степени многочлена делимого. Следовательно, деление t(x) на g(x) без остатка невозможно, то есть пачка ошибок обнаруживается всегда.

Теорема 4. Относительная доля пачек ошибок длиной b=n-k+1, обнаруживае-мых циклическим (n,k) кодом равна (по отношению ко всем возможным пачкам длины n-k+1).

Вектор ошибки в этом случае будет иметь вид: e(x)=xⁱe₁(x), гду е₁(х) обязательно содержит члены нулевой степени и степени n-k. Члены со степенями 1,2,… и n-k-1 могут либо присутствовать, либо их нет. Число таких наборов равно 2^n-k-1.

Е сли ошибка e₁(x) не обнаруживается, то e₁(x)=g(x)q(x), где e₁(x) делится на образующий полином без остатка. Т.к. степень g(x) равна n-k, то степень q(x) равна n-k-n+k=0. Значит q(x)1, то есть имеется ровно один вектор е₁(х), который делится без остатка (он имеет вид образующего полинома). Получаем, что из 2^n-k-1 различных пачек длиной n-k-1, не обнаруживается только одна, а относительное число необнаруживаемых пачек ошибок равно .

Теорема 5. Относительная часть пачек ошибок длиной bn-k+1, необнаруживае-мых циклическим кодом (n,k), составляет от общего числа всех возможных пачек ошибок длиной b.

Для необнаруживаемых ошибок вектор ошибки e₁(x)=g(x)q(x). Если bn-k+1, то полином q(x) имеет члены от x⁰ до x^b-n+k-1, число слагаемых между этими крайними степенями, которые могут быть, а могут и не быть b-n+k-2, то есть имеется различных результатов от деления на g(x) – 2^b-n+k-2 (необнаруживаемых пачек ошибок).

Число различных вариантов пачек ошибок длиной b будет равно 2b-2. Следовательно, часть необнаруживаемых пачек ошибок составляет , что и следовало доказать.