Помехоустойчивое канальное кодирование

Основные понятия и классификация избыточных кодов

Выше мы определили коэффициент информационной надёжности χ(П) канала передачи дискретных сообщений, имеющего переходную матрицу П, как отношение максимальной – по всем возможным источникам ДИС – удельной информативности системы «ДИС–КПДС» к удельной информативности (энтропии) источника ДИС, согласованного с каналом КПДС. Каким образом можно практически реализовать максимально возможную (теоретическую) информационную надёжность системы передачи семиотической (знаковой, дискретной) информации?

Во-первых, для такой оптимальной (по критерию максимальной информационной надёжности канала КПДС) системы «ДИС–КПДС» следует – согласно байесовскому критерию (максимума апостериорной вероятности) – определить правила присвоения выходным символам w_k (k = 1, 2, …, N) значений входных знаков (первичных символов) u_j ( j = 1, 2, …, N).

Во-вторых, при произвольном источнике ДИС с помощью кодовых символов v_r (r = 1, 2, …, M) снять избыточность данного источника ДИС.

В-третьих, перекодировать поток символов S_i⁽ⁿ⁾ = ( v_i₁, v_i₂, …, v_i_l, …) таким образом, чтобы соответствующие кодовые блоки имели априорные вероятности, соответствующие источнику ДИС, согласованному с данным каналом КПДС.

Если эти условия выполнены, то при произвольном источнике ДИС, имеющем удельную информативность (энтропию)

(бит/знак),

любое достаточно длинное (n >> 1) сообщение (последовательность, или текст) S_i⁽ⁿ⁾ = ( u_i₁, u_i₂, …, u_i_l, …, u_in ), несущее в себе количество информации

I(S_i⁽ⁿ⁾) ≈ n ≡ n H(U),

будет передаваться по каналу КПДС, в котором имеются помехи и который обладает переходной матрицей П, в искажённом виде.

В результате действия в канале КПДС помех при передаче сообщения S_i⁽ⁿ⁾ длины n >> 1 на выходе канала мы получим максимально возможное, при данныхДИС и КПДС, количество информации: I_вых(S_i⁽ⁿ⁾) ≈ nχ(П)H(U), или I_вых(S_i⁽ⁿ⁾) ≤ nH(U). То есть если бы в канале КПДС помехи отсутствовали, то данное количество информации I_вых(S_i⁽ⁿ⁾) мы могли бы передать с помощью m = nχ(П) знаков; при этом m ≤ n.

Потеря информации в канале КПДС происходит из-за того, что выбранное нами оптимальное правило присвоениявыходным символам {w_k} значений входных знаков {u_j} приводит к некоторому минимальному количеству ошибок, которые мы не обнаруживаем. Если бы мы обнаруживали эти ошибки (и не воспринимали ошибочные символы), а ещё лучше – их исправляли, то с помощью последовательности S_i⁽ⁿ⁾ = ( u_i₁, u_i₂, …, u_i_l, …, u_in ) из n входных знаков, где первые m = nχ(П) знаков – информационные, а k = n – m = n[1 – χ(П)] – проверочные, мы могли бы передавать по каналу КПДС с помехами почти безошибочно количество полезной информации I(S_i⁽ⁿ⁾) ≈ m ≡ mH(U) (бит).

При этом: чем надёжнее канал КПДС, тем меньший процент проверочных знаков нужно включать в передаваемую последовательность S_i⁽ⁿ⁾ и тем меньше будет вероятность ошибочной идентификации знаков u_j. Поскольку проверочные символы также подвержены в канале КПДС искажениям, то при χ(П) = 0 никакими «ухищрениями» мы не сможем исправить ту ситуацию, при которой апостериорная вероятность P(w_k |u_j) не связана с априорной P(u_j), ибо соответствующие проверочные символы, подаваемые на вход канала КПДС,никак не повлияют на его выход. В симметричном бинарном канале КПДС в этом случае и информационные знаки, и проверочные символы будут идентифицироваться на выходе КПДС с вероятностью 1/2, то есть канал КПДС, согласно К.Шеннону, можно «смело заменить бросанием монеты».

Для того чтобы реализовать представленные формально-математические результаты, следует искусственно ввести избыточность при передаче сообщений {u_j} с помощью проверочных символов, которые по определённому алгоритму, известному получателю ПИ (или зашитому в память декодера), «привязываются» к передаваемым (информационным) знакам {u_j} или, лучше, к информационным блокам. Это называется помехоустойчивым, или канальным, или избыточным кодированием и аналогично передаче телефонных сообщений «по буквам»: «а» – Антон, «б» – Борис и т. п.

Современные информационные системы в качестве переносчиков информации используют кодовые слова, состоящие из независимых (после соответствующего кодирования знаков {u_j} источника ДИС) символов “единица” и “ноль”: V = {v₁, v₂} = {1, 0} – бинарные каналы КПДС. Кодер источника снимает избыточность источника ДИС. Если канал КПДС – симметричный, то дополнительного согласования источника ДИС и канала КПДС в этом случае не потребуется.

При передаче символов “1” и “0” по каналу КПДС с помехами можно, например, утраивать их: “1” передавать как “111”, а “0” – как “000”. Тогда при воздействии на канал КПДС относительно слабых помех на выходе канала может появиться, например, тройка “101” или “100” и т. п. Если полученной на выходе канала КПДСтройке “101” приписывать передачу по каналу КПДС “единицы”, а “100” – “ноля” и т. п. (мажоритарное декодирование), то потери информации в канале КПДС минимальны – и канал становится почти абсолютно надёжным.

Однако такой способ помехоустойчивого кодирования «слишком дорогой». Поэтому обычно бинарный поток “единиц” и “нолей” разбивают на достаточно длинные блоки, которые снабжают несколькими «проверочными битами» (канальное кодирование), а на приёмной стороне канала КПДСпутём анализа блоков обнаруживают и исправляют (или нет) ошибки в полученном блоке.

Простейшее блочное кодирование – передача информации по байтам. Байт содержит восемь (или 16, или 32) информационных «битов» (символов “0” и “1”), один проверочный «бит», один – стартовый и два – стоповых (границы байта). Проверочный «бит» добавляется по правилу: если в информационных «битах» содержится чётное количество «единиц», то к этим «битам» добавляется “ноль”, если нечётное – то “единица”. На приёмной стороне КПДС полученный байт проверяется на чётность: если количество “единиц” – нечётное, то байт забраковывается, поскольку определить и исправить в этом случае искажённый «бит» невозможно. Если мы проводим работу на ПК, то в этом случае компьютер «зависает», и обнаруженный в ПК неправильный байт не приводит к дальнейшим вредным для функционирования ПК последствиям.

Если в передаваемом байте присутствуют две ошибки, то байт не будет забракован – и будет разрушать информацию при всех дальнейших операциях на ПК. Чтобы этого не произошло, применяют операцию перемежения. Для этого берут, например, два последовательных блока по восемь «битов» и размещают информационные «биты» в следующей последовательности: v₁, v₉, v₂, v₁₀, v₃, v₁₁, …, v₈, v₁₆. «Биты чётности» a₁ и a₂ этих блоков размещают после восьмого (a₁) и после шестнадцатого (a₂) информационных «битов».

Затем из первых девяти символов формируют первый байт, из вторых – второй. На выходе канала КПДСв полученных двух байтах восстанавливают последовательность первоначальных блоков: v₁, v₂, v₃, …, v₈, a₁; v₉, v₁₀, v₁₁, …, v₁₆, a₂. Если в каком-либо из посланных байтов на выходе канала КПДС допущены две ошибки, идущие подряд, то в результате восстановления первоначальных байтов они будут разнесены по одной на каждый байт – и обнаружены. Таким образом, перемежение является методом борьбы с «групповыми» (идущими подряд) ошибками в канале КПДС.

Существует множество других способов помехоустойчивого канального кодирования (см. Прил.3), методы разработки которых составляют содержание отдельной дисциплины прикладной математики: теория избыточного, или помехоустойчивого кодирования (подробнее см., например [13, 14, 33, 34, 45]).

Однако математическая теория информации К.Шеннона позволяет сформулировать предельные соотношения между удельной информативностью (энтропией) источника ДИСи удельной информационной ёмкостью ℰ(Π) ≡ _макс(П) статического канала КПДС вне зависимости от способа помехоустойчивого канального кодирования (см. заключении по разд.9).

Сущность помехоустойчивого кодирования (избыточности кодов) заключается во введении в закодированное сообщение S_i⁽ⁿ⁾ = w_i₁, w_i₂, …, w_i _n, почти не имеющее избыточности после прохождения сообщением кодера источника, некоторой «управляемой» избыточности. Задача помехоустойчивого кодирования заключается в добавлении к информационным символам первичных кодовых слов дополнительных символов таким образом, чтобы декодер сообщений мог бы найти и даже исправить ошибки, возникающие из-за воздействия помех при передаче закодированных сообщений по линиям электросвязи.Существует множество различных способов введения управляемой избыточности в помехоустойчивые (избыточные) коды.Избыточные коды делятся на блочныеинепрерывные.В блочных кодах передаваемая информация разбивается на отдельные блоки – кодовые комбинации, которые кодируются и декодируются независимо. Если число символов (элементов) первичного кода (длина информационного блока) равно m, а вводимых дополнительных проверочных символов (элементов) кода равно k, то общее число символов (элементов) в кодовой комбинации блочного избыточного кода равно n = m + k.В непрерывных кодах передаваемая информационная последовательность символов не разделяется на блоки, а проверочные символы размещаются в определенном порядке между информационными. Среди непрерывных кодов особое место занимают свёрточные коды.Блочные коды бывают равномерными (кодовые слова имеют одинаковые длины) и неравномерными. Равномерные коды делятся на разделимые и неразделимые. В разделимых кодах информационные и проверочные символы во всех кодовых комбинациях занимают одни и те же позиции. Поэтому разделимые коды обозначаются как (n, m)-коды.В неразделимых кодах деление на информационные и проверочные символы отсутствует.Разделимые коды делятся на линейныеинелинейные. Первые названы так потому, что их проверочные символы представляют собой линейные комбинации информационных символов. Важное место среди линейных кодов образуют циклические коды.Нелинейные коды характеризуются наличием двух и более проверок внутри каждой кодовой комбинации.Интегральной (обобщённой) характеристикой всех помехоустойчивых кодов, как и для случая реальных источников ДИС с избыточностью, является коэффициент избыточности кода k. Например, поскольку с помощью блочных разделимых (n, m)-кодов, которые имеют длину информационных блоков m, а общую длину блоков n, в отсутствие помех можно передавать I_n = log2ⁿ = n (бит/знак) информации, а передаётся только I_m = log2^m = m (бит/знак), то коэффициент избыточности такого кода следует определить какk_пк = (I_n – I_n)/I_n = (1 – m/n).Значениеэтогокоэффициенталежитвпределахотk_пк=0 (при k=n – m=0) до k_пк→ 1 при k → ∞.

Значит, можно утверждать:

для того чтобы обеспечить надёжную передачу дискретной (знаковой) информации с помощью заданной статической системы ССПИ при наличии в её линии электросвязи (КПДС) помех, необходимо, чтобы применяемый для этого помехоустойчивый код имел избыточность, не меньшую, чем информационная ненадёжность канала КПДС. Иначе в канале КПДС будет происходить не менее 100[1 – χ(Π) – k_пк] процентов потерь информации при любом способе кодирования сообщений с помощью кода с данной величиной k_пк.

Каким образом можно формализовать процедуры избыточного кодирования и декодирования бинарного информационного потока со снятой избыточностью: S_i⁽ⁿ⁾ = (v_i₁, v_i₂,…, v_i _l, …, v_i _n)?

Рассмотрим бинарное разделимое блочное кодирование.

В простейшем случае это (3, 2)-коды. То есть информационных кодовых комбинаций (блоков) всего четыре: w₁ = (0, 0), w₂ = (1, 0), w₃ = (0, 1) w₄ = (1, 1).

Для наглядности их можно представить на плоскости (x, y) в системе координат (x, y, z) – см. рис.10.

z = (011)

= (101)

w₃ w₄

w₁ w₂

Рис.10. Простейший блочный код (3, 2)

Ясно, что любая (одна) ошибка декодирования приводит к «перепутыванию» блоков {w_j} и к необнаруживаемой ошибке приёма знаковой информации. Однако если мы «грамотно» добавили проверочные символы, то одну ошибку в блоке при декодировании кодовых блоков можно обнаружить и попросить источник ИС, например, повторить передачу именно этого блока.

Для этого мы можем поступить следующим образом (см. рис.10).

Если передаётся информационный блок w₁, то его избыточный кодовый блок будет ; если w₂, то ; если w₃, то и, наконец, если w₄, то .

Ясно, по построению, что любую одиночную ошибку мы обнаружим.

Переведём эти эвристические соображения на язык линейной алгебры. Для этого запишем информационные кодовые блоки множества символов {w_j} в виде вектор-столбцов:

, , , .

Тогда процесс кодирования можно представить линейным преобразованием A вектор-столбцов размера 2×1 в вектор-столбцы размера 3×1, то есть матрица этого преобразования A будет иметь размер 3×2: , где – кодовый блок избыточного кода для блока w_j; j = 1, 2, 3, 4

Можно проверить, что в данном случае матрица кодирования имеет вид:

,

если ввести суммирование по модулю два, обозначив эту операцию как .

Действительно. Поскольку верхняя часть матрицы A является единичной квадратной матрицей порядка 2 (то есть размера 2×2), то в кодовые блоки войдут кодовые блоки w_j, а проверочные элементы (символы) a_j суть: .

Для декодирования мы должны построить такую матрицу B размера 2×3, чтобы получить тождество: , или , где E – единичная матрица порядка 2 (размера 2×2).

Отсюда получаем уравнение для нахождения матрицы B: BA = E. Это не значит, что B = A^–1, поскольку для прямоугольных матриц A обратные матрицы A^–1 не определены.

Таким образом, для нахождения матрицы B операции декодирования B нужно по матрице A найти такую псевдообратную матрицу, чтобы выполнялось тождество: BA = E, в котором размеры матриц B, A и E – 2×3, 3×2 и 2×2 соответственно.

Из уравнения BA = E вытекает система только четырёх уравнений:

.

«Чистые математики» разработали методы решения такого рода недоопределённых систем уравнений и нахождения псевдообратных матриц B. В данном случае матрица B имеет вид:

.

Путём непосредственной проверки можно убедиться, что BA = E:

× = .

Однако прежде, чем переходить к декодированию принимаемого блока

, необходимо проверить, нет ли в этом блоке ошибки? Для этого можно, например, перемножить принимаемый вектор с вектором-строкой h = ||1 1 1||: h ⊗ = a_j. Если выполняется равенство h⊗ = a_j = 0, то в принятом блоке нет ни одной однократной ошибки; если h⊗ = a_j = 1 – имеется ошибка, исправить которую не представляется возможным.

Действительно:

h⊗ = ||1 1 1||· = 0; h⊗ = ||1 1 1||⊗ = 1 1 = 0;

h⊗ = ||1 1 1||⊗ = 1 1 = 0; h⊗ = ||1 1 1||⊗ = 1 1 = 0;

||1 1 1||⊗ = 1; ||1 1 1||⊗ = 1; ||1 1 1||⊗ = 1; ||1 1 1||⊗ = 1 1 1 = 1.

Для обобщения рассмотренного выше примера введём

<8 9 101112 13 14 >

Дата добавления: 2015-05-16; просмотров: 996;