Главная страница Алгебраическая теория кодирования [0] [1] [2] [3] [4] [5] [6] [7] [8] [9] [10] [11] [12] [13] [14] [15] [16] [17] [18] [19] [20] [21] [22] [23] [24] [25] [26] [27] [28] [29] [30] [31] [32] [33] [34] [35] [36] [37] [38] [39] [40] [41] [42] [43] [44] [45] [46] [47] [48] [49] [50] [51] [52] [53] [54] [55] [56] [57] [58] [59] [60] [61] [62] [63] [64] [65] [66] [67] [68] [69] [70] [ 71 ] [72] [73] [74] [75] [76] [77] [78] Элементы yXjw и yX/w удовлетворяют уравнению У + У- Это уравнение разрешимо в поле тогда и только тогда, когда = Тг()+Тг()Чт,()=Тг(). Полагая u = /S.i/w, можно начать декодирование с произвольного элемента и, след которого равен 0. Выделив кубический кореш W - (Ai/u), можно определить локатор ошибки по формуле u{z)-ll + {Si + w)z][l+wz+[si + SiW + -)z . Для того чтобы выделить кубический корень из А/и при прс извольном выборе А, надо подобрать такие три различных значенш и, что Тг {щ) = Тг Ы = Тг (из) = О и = , uf = д, тр g, д g GF (2) - CF (2). Выбрав эти три элемента щ, щ и и, можно внести их в декодер, который декодирует согласно следующему алгс ритму. 16.481. Полный алгоритм декодировани для двоичных БЧХ-кодов с исправление двух ошибок. Вычисляем А = -}- iSiSj. Если Ai = 5i = О, то полагаем а (z) = 1. Если SiO и Тг (Ai/Sl) = О, то полагаем ст (z) = 1 -Ь Sz + iJSi) z\ Если 6i = 0 и AiO или Тг (AjZ/SJ) О, то полагаем w--= (Al/u,)l) и o{z) = \i + {S, + w)z\[].wz+[sl + S,w) z . Число возможных выборов и, U2 и Us зависит от числа ненулевь кубов и некубов с нулевым следом в поле GF (2""). Согласно тес реме Велча 16.46, число ненулевых кубов с нулевым следом равяй га-1±2Уии:. 6 ) Для определения w декодер сначала пытается выделить кубически корень из Ai/ui с помощью методов разд. 11.1. Если Ащ имеет в GF (2"») тр кубических корня, то любой из них может быть выбран в качестве w. Есл в GF (2"») нет кубических корней из AJui, то декодер пытается выделить куби ческий корень из Ai/u2 и т. д. В случае нечетного т этой проблемы не возникает: любой ненулевой элв мент поля с нулевым следом может быть выбран в качестве щ. В элементах Г и Из нет надобности, так как Aj/it, всегда имеет единственный кубический корен в GF (2т). n+i + 2 Vre + 1 6 ЧИСЛО некубов с нулевым следом равно д -1 =F"i/» + l 3 ЧИСЛО некубов с единичным следом равно Здесь ± Yn 4- 1 = - (-2)™. В любом случае недоразумений не произойдет, так как неправильный выбор знака приведет к элементу, не являющемуся целым числом. Используя этот результат, можно дать классификацию смежных классов двоичного БЧХ-кода длины 2" - 1, исправляющего две ошибки, как показано в табл. 16.6. Например, рассмотрим случай, когда О и Aj - некуб, такой, что Тг {AJSl) = 1. Всего имеется п способов выбора и столько способов выбора Ai, сколько существует способов выбора элемента A/Sl - некуба с единичным следом. Как мы видели, в поле GF (п -f 1) содержится (тг -}- 1 ± Y + 1)/3 таких элементов. Эта величина отмечена в столбце «Число смежных классов в типе». Вес смежных классов этого типа, очевидно, равен 3. Сколькими способами смежный класс может быть декодирован в вектор шума веса 3? Сначала надо выбрать элемент и с нулевым следом, для которого в поле существует кубический корень из А/и. Всего в GF {2) имеется {{п - 1)+ (/тг4-1)/3 некубов с нулевым следом. Так как квадрат недопустимого элемента и также недопустим и наоборот, то точно половина этих (тг - 1 + Yn + 1)/3 некубов с нулевым весом недопустима в качестве элемента и. Следовательно, и может быть выбрано (тг - 1 + Yn + l)/6 различными способами. Хотя имеется три выбора w в качестве кубического корня из Ai/u, каждому кубическому многочлену ошибки также соответствуют три различных выбора и> (не обязательно при одном и том же выборе и). Таким образом, происходит сокращение этих двух троек и число слов веса 3 в ка>кдом смежном классе рассматриваемого типа равно (тг - 1 + Yh + 1)/6. Эта величина внесена в столбец «Кратность элементов минимального веса в смежном классе» таблицы 16.6. Остальные члены этой таблицы могут быть получены аналогичным образом. Заметим, что ни один смежный класс не имеет веса >3. Этот факт впервые был отмечен Горенстейном, Питерсоном и Цирлером [1960], которые доказали, что при четном т двоичный БЧХ-код длины 2" - 1, исправляющий две ошибки, является квазисовершенным ЧИСЛО ненулевых кубов с единичным следом равно (см. разд. 13.2). Из алгоритма 16.481 видно, что при нечетном т двоичный БЧХ-код с блоковой длиной 2" - 1 также квазисовер-пхенен. Остается еще несколько вопросов. Сколько слов веса 3 принадлежат смежным классам веса 3? Ответ дает следующая формула: т I-6-)+т \--6- , + 1 ± Уге+1\ /ге -1 Уге + Ц +"1 3 )\ 6 , /ге-1-l =р2Уге-1-1\ /ге-1±2Уге+1\ ге rfi-Ъ Общее число всех слов веса 3 во всех смежных классах равно ( 3 ) = = п{п - i) {п - 2)1%. Тогда число слов веса 3, принадлежащих смежным классам веса 2, равно га (га - 1) (тг - 2)/6 - п {п - 5)/12 = = тг (тг - 3)/12. Для каждого кодового слова веса 5 имеется ( 3 ) = = 10 векторов ошибок в смежных классах веса 2, так что код должен содержать тг (тг - 3)/5! кодовых слов веса 5. Так как БЧХ-код с исправлением двух ошибок содержит = - jifi - 3)2/5! кодовых слов веса 5, то, согласно теореме 10.38, 1-удлиненный БЧХ-код содержит 5в = (тг -f- 1) тг (га - 3)V6! = = TV(/V-.1) (/V - 4)2/6! кодовых слов веса 6. Уравнение (Т8) из табл. 16.3 соответственно принимает вид 2 22-1) (2*-4) Л, (0 = 0, откуда следует, что Af <;> = О для всех i > 2. Величины Af ,2), Af (о, и 4jv/2 определяются затем из (Т7), (Т2) и (Т1). Соответствующие результаты приведены в табл. 16.5. 16.49. Четное т; 1-удлиненные БЧХ -коды с исправлением трех ошибок. В заключение раздела рассмотрим код, дуальный к 1-удлиненному БЧХ-коду с исправлением трех ошибок при v = Ъ. Согласно БЧХ-границе, = = = 5в = 0. В силу (Т8) 24(24 1)(2*-4)Л/<4,+2<(2«-1)(2«-4)Л/<б,+ ... =3/V(/V-l)(/V-4), или л . 8/4 . jv(jv-i)(jv 4) Ajw -г04Л/(в) -h------64 X 15 Казами [1968] показал, что величины А fa) должны делиться на N {N - 1)/16, и, следовательно, если 84 < (Ж - 4)/60, то = О для всех i > 4. Это условие выполняется для всех N 2. В этих случаях величины Л/(4,, Л/,2„ Лу и А/ можно определить из уравнений (Т8), (Т7), (Т2) и (Т1). Согласно (Т9), В = N {N - i) X X (/V - 4) {N -\- QN + 68)/8!. Это уравнение доказано для т 12, и представляется очень правдоподобным, что оно справедливо для всех т. Гипотетическая формула для В эквивалентна предположению о том, что А fa) = О для всех i > 4. Доказательство любой из этих гипотез дает доказательство гипотетической формулы для нумератора весов кода, дуального к 1-удлиненному БЧХ-коду с исправлением трех ошибок. Нам представляется, что эту формулу для можно доказать с помощью нумераторов смежных классов для БЧХ-кода с исправлением трех ошибок аналогично тому, как это сделано в разд. 16.48. Однако такое вычисление будет достаточно запутанным, и возможно, что существует более непосредственное доказательство. *16.5. Нумераторы весов для кодов Рида - Соломона Согласно теореме 13.35, коды Рида - Соломона достигают общей границы d п -\- \ - к. Этот факт позволяет вычислить нумераторы весов кодов Рида - Соломона на основании теоремы 16.51, доказанной независимо друг от друга тремя группами исследователей: Ассмусом, Мэттсоном и Турином [1965]; Форни [1966[; Казами, Лином и Питерсоном [1967] (часть доказательства принадлежит Глизону и Кохленбергу). 16.51. Теорема. Если минимальное расстояние по Хэммингу кода с блоковой длиной п и размерностью к над GF (q) равно d = = тг -[- 1 - к, то для и> d число J\.io кодовых слов веса w (в метрике Хэмминга) задается формулой S (-1)(;)(?----1)= = (:)(-1)Е(-1гГ7> Доказательство. Пусть В, S ж Т - подмножества мно-I жестка тг позиций кода соответственно с мощностями \ В \ , \ S \ ,и I Г I и дополнениями В, S я Т. Пусть - число кодовых слов, I которые имеют нули в позициях из В я ненулевые координаты в нози-циях из в. Полагая, что непулевые символы нулевого слова лежат в пустом множестве 0, получим, что М0 = 1. Тогда число кодовых слов, нулевые символы которых расположены в координатах мно-1жества S, равно 1(16.52) Mn-f{S), (16.53) , если I 6" <d - 1, если о( < I 5 I. Равенство (16.53) вытекает из того факта, что, как показано в разд. 13.3, существует единственное кодовое слово, символы которого в фиксированном множестве из к позиций принимают любые наперед заданные значения. Для обращения равенства (16.52) умножим (16.52) на некоторую функцию 1 (S, Т) и просуммируем по S Т. Получим (16.54) 2 S fl-. Т)Мп-= S v.{S, T)f{S). Если (16.55) Д, S, sczT S li{S, T) = f- если R = T, 10, RCS(ZT если RczT, TO уравнение (16.54) можно записать в виде (16.56) Мг= 2 [i{S,T)f{S). Таким образом, вопрос о разрешимости уравнения (16.52) сводится к нахождению функции [i {S, Т), удовлетворяющей (16.56). Разумный выбор дает формула: (16.57) }г (5, Г) = (-1)-. Для проверки того, что эта функция удовлетворяет (16.55), заметим, . j выборов S, таких, что R S Т ц I 5 I = I В I -- /. Значит, если В < Г , то 2 (-l)lHSlJ2"(7)(-l)-""-=(l-l)-"=0. S, 3=0 Следовательно, функция (16.57) удовлетворяет (16.55) и решение уравнения (16.52) задается формулой (16.56). Более простое решение, однако, получается, если Мд заменить функцией Mr, которая определяется равенствами М% = Mr, если R ф 0 ж М.*0 = 0. При этом уравнение (16.52) приводится к виду 2 M*H=U"+""" еслий<5, Rs I О, В остальных случаях. Согласно формуле (16.56), м*т== S (-1)-«(?"+--1)- S, dt IS Полагая 1 = 151, запишем это равенство в виде м*г=2(-1)"-(Г)(""-1)- Подстановка / = 7 - i дает (16.58) М*, = 2 (- 1) ( ) (З -1)• Если шфО, то \T\Lw Так как существует j способов выбора Т, то первая часть формулы 16.51 вытекает непосредственно из равенства (16.58). Для получения второй части рассмотрим равенства = 2 (-1)4(7) +(/-i)]"""-!) (:) - = s(-i)47)(""""-i+ w-d w-o = S (-1) (7) (??"---i)-2 (7) (3"---i)= = 2(-ir (7)(-i)""*- Читатель может заметить некоторую аналогию между функцией [I {S, Т) - решением уравнения (16.55), и функцией \ji (А) из теоремы 3.41. Рота [1964] показал, что обе эти функции являются част ным случаем функции Мёбиуса, которая может быть определена на произвольном частично упорядоченном множестве. [0] [1] [2] [3] [4] [5] [6] [7] [8] [9] [10] [11] [12] [13] [14] [15] [16] [17] [18] [19] [20] [21] [22] [23] [24] [25] [26] [27] [28] [29] [30] [31] [32] [33] [34] [35] [36] [37] [38] [39] [40] [41] [42] [43] [44] [45] [46] [47] [48] [49] [50] [51] [52] [53] [54] [55] [56] [57] [58] [59] [60] [61] [62] [63] [64] [65] [66] [67] [68] [69] [70] [ 71 ] [72] [73] [74] [75] [76] [77] [78] 0.0256 |