WWW.DISSERS.RU

БЕСПЛАТНАЯ ЭЛЕКТРОННАЯ БИБЛИОТЕКА

   Добро пожаловать!

Pages:     | 1 |   ...   | 5 | 6 || 8 | 9 |   ...   | 24 |

7(0) 6(0) 5(0) 4(0) 3(0) 2(0) 1(0) РКС 7 6 5 4 3 2 ( k) d d d d d d d КУ xи(0) ~ GT x7(0) x6(0) x5(0) x4(0) x3(0) x2(0) x1(0) 7 6 5 4 3 2 y ( k) d d d d d d d z3(k) ДНУ z2(k) 3 2 f ( k) z1(k) d d d Рисунок 1.20. Структурное представление процесса декодирования циклического кода 1.5.3 Концепция подобия в задаче синтеза двоичных динамических систем в логике произвольных линейных триггеров Решая поставленную задачу, следует отметить, что банк линейных триггеров состоит из D- и T- триггеров при этом так, как передаточная функция элемента памяти (ЭП), выполненного в виде D- триггера, характеризуется передаточной функцией D ЭП ( d) = d, (1.131) а в виде T- триггера – характеризуется передаточной функцией d T ЭП (d)=, (1.132) 1 + d то векторы состояний ДДС, имеющих D- и T- триггерную реализацию, оказываются связанными отношениями подобия xT (k)= M xD (k), k. (1.133) Пусть в результате синтеза ДДС, решающей задачу преобразования входной последовательности u(k) в выходную y(k), получена D- триггерная реализация системы, имеющая векторно-матричное представление xD (k + 1)= AD xD (k)+ BD u(k), yD (k)= CD xD (k)+ H u(k). (1.134) Требуется, опираясь на условие векторно-матричного подобия (1.133), построить T- триггерную реализацию системы xT (k + 1)= AT xT (k)+ BT u(k), yT (k)= CT xT (k)+ H u(k), (1.135) решающую ту же задачу кодопреобразования. Поставленную задачу решим, опираясь на следующие утверждения.

Утверждение 1.26 (У1.26). Матричные компоненты векторноматричных представлений (1.134) и (1.135) ДДС, решающих одну и ту же задачу кодопреобразования входной последовательности u(k) в выходную y(k), связаны соотношениями - AT = M AD M, (1.136) - BT = M BD, CT = CD M. (1.137) Доказательство утверждения строится на использовании (1.133), которое должно выполняться для k, а потому оказывается справедливой запись xT (k + 1)= M xD (k + 1), k. (1.138) Подстановка в (1.138) соотношений (1.134) и (1.135) приводит к справедливости (1.136) и первого соотношения в (1.137). Второе соотношение в (1.137) получается после подстановки (1.133) в выражение для выходной последовательности y(k) в (1.135).

Утверждение 1.27 (У1.27). Матричное условие подобия (1.136), записанное в форме M AD = AT M, (1.139) представимо в виде неоднородного матричного уравнения Сильвестра M AD + AT M = BT LD, (1.140) где dim AD = dim AT, ( AD, LD) – полностью наблюдаемая пара матриц [4], ( AT, BT ) – полностью управляемая пара матриц, алгебраические спектры собственных значений матриц AD и AT не пересе каются, то есть {AD} {AT}=, размерности матриц BT, LD согласованы в силу соотношения dim BT = dim LD.

Доказательство утверждения строится на представлении матрицы AT в форме AT = AT + BT NT, (1.141) где матрица NT допускает представление - NT = LD M. (1.142) Выражение (1.142) допускает эквивалентное представление ~ LD = NT M. (1.143) Подстановка (1.143) в (1.140) с учетом (1.141) приводит к (1.139).

Утверждение (У1.27) является основой следующего алгоритма синтеза ДДС в логике T- триггеров.

Алгоритм 1.5 (А1.5) конструирования двоичных динамических систем в логике произвольных линейных триггеров 10. Выполнить А1.2, получив представление линейной ДДС в форме (1.138).

11. Назначить произвольные матрицы AT, BT и LD, удовлетворяющие условиям У1.30.

12. Решить матричное уравнение Сильвестра (1.140) относительно -матрицы подобия M и вычислить матрицу M.

13. Сконструировать матричные компоненты T-триггерной реализации линейной ДДС (1.138) с помощью соотношений (1.136) и (1.137).

Следует отметить, что так как нелинейные ДДС, именуемые конечными автоматами, имеют линейные аналоги, то, как представляется авторам, концепция подобия может быть распространена и на этот класс ДДС.

Пример 1.7 (Пр1.7) Построить для декодирующего устройства циклического кода с образующим многочленом g( x)= x3 + x + 1 модельное представление ДДС в логике линейных T-триггеров.

1. Выполнение п.1 А1.5 формирует модельное «входсостояние-выход» представление декодирующего устройства с матричными компонентами 0 1 0 AD = 1 0 1, BD = 1, CD = [1 0 0], H = [1].

1 0 0 2. Назначение произвольных матриц AT, BT и LD, удовлетворяющих условиям У1.27, дает 1 1 0 ~ ~ AT = 0 1 1, BT = 0, LD = [1 0 0].

0 0 1 3. Выполнение п.3 алгоритма, состоящее в решении матричного уравнения Сильвестра (1.138) относительно матрицы подобия M, приводит к матрице 0 1 1 1 0 -M = 0 1 0 M = 0 1 0 соответственно.

и 1 1 1 1 1 4. С помощью соотношений (1.136) и (1.137) конструирование матричных компонентов T-триггерной реализации ДДС, описываемой матричными компонентами, полученными в п.1 алгоритма, дает матричные компоненты искомого векторно-матричного описания 1 1 0 AT = 0 1 1 ; BT = 1 ; CT = [1 0 1].

1 0 0 Структурное представление векторно-матричного описания искомой ДДС с полученными компонентами AT,BT,CT имеет вид, как показано на рисунке 1.21.

Рисунок 1.1.6. Векторно-матричное представление линейного помехозащитного кодопреобразования, непараметризованное дискретным временем.

Методы формирования матриц помехозащищенных кодов Процесс линейного помехозащитного кодопреобразования как в фазе кодирования, так и в фазе декодирования [15, 42, 55, 51] как частный случай линейного кодопреобразования имеет три модельных представления, приведенных в параграфе 1.1. В данном параграфе используется векторно-матричное представление линейного помехозащитного кодопреобразования, непараметризованное дискретным временем, при этом особое внимание обращается на методы формирования образующей и проверочной матриц помехозащищенного кода (ПЗК).

Полная схема, описывающая процесс кодирования, состоящий в преобразовании исходного помехонезащищенного кода в помехозащищенный, его передачу по двоичному каналу связи, сопровождающуюся искажением помехозащищенного кода, и процесс декодирования принятого из КС кода с целью формирования кода синдрома (опознавателя) внесенной при передаче ошибки (искажения), приведена на рисунке 1.22.

y a f = y + E Рисунок 1.На рисунке 1.22: КУ – кодирующее устройство; КС – канал связи, искажение в котором моделируется сумматором по модулю два помехозащищенного кода и кода ошибки; ДКУ – декодирующее устройство, формирующее синдром ошибки; a – вектор-строка исходного помехонезащищенного кода, dima = k ; y – вектор-строка помехозащищенного (n, k)-кода, наблюдаемого на выходе КУ, dim y = n, n > k, m = n - k – число вводимых избыточных разрядов кода y ; – вектор-строка помехи, воздействующей на КС, dim = n ; f = y + – вектор-строка искаженного кода, принимаемого из КС; E – вектор-строка синдрома ошибки (искажения) в принятой из КС кодовой комбинации, dim E = m.

Процесс формирования вектор-строки помехозащищенного кода y из вектор-строки помехонезащищенного кода a, осуществляемый в КУ, может быть описан линейным векторно-матричным соотношением y = aG, (1.144) где G – (k n)-матрица, именуемая образующей матрицей [42, 51] помехозащищенного линейного кода y.

Процесс искажения передаваемой кодовой комбинации y в канале связи под действием помехи такой, что на выходе КС формируется вектор-строка искаженного кода f, может быть представлен операцией суммирования f = y +, (1.145) соответствующих вектор-строк.

И, наконец, процесс декодирования, состоящий в формировании вектор-строки синдрома (опознавателя) E из вектор-строки принятого из КС искаженного кода f может быть описан векторно-матричным соотношением E = f H, (1.146) где H – (k n)-матрица, именуемая проверочной [42, 51] матрицей помехозащищенного кода y.

Заметим, что все операции умножения и суммирования в соотношениях (1.144) – (1.146) и ниже осуществляются по правилам модулярной арифметики с модулем два ( mod 2 ).

Выясним: какими свойствами должна обладать пара матриц (G,H ) с тем, чтобы она порождала помехозащищенный код С этой целью сформулируем утверждение.

Утверждение 1.28 (У1.28). Матрица G, принятая за образующую матрицу, и матрица H, принятая за проверочную матрицу, порождают помехозащищенный код, если они удовлетворяют матричному соотношению G H = O. (1.147) Доказательство утверждения строится [42] на использовании соотношений (1.146), (1.145) и (1.144). Если в (1.146) подставить (1.145), в котором учесть (1.144), то получим цепочку равенств E = f H = ( y + )H = (aG + )H = aGH + H. (1.148) Напомним, что декодирующие устройства помехозащищенных кодов, построенные в прямой логике, функционируют так, что при отсутствии ошибки в принятой кодовой комбинации декодирующее устройство формирует нулевой синдром, а в случае наличия ошибок, для обнаружения или исправления которых осуществлено помехозащитное кодирование, ДКУ формирует соответствующий ненулевой синдром.

Таким образом ДКУ реализует соотношение E = E( ) = O, E = E( ) O. (1.149) =0 Если теперь в (1.148) положить = 0, то в силу первого из соотношений (1.149) получим векторно-матричное равенство E = aGH = O, (1.150) выполняемое при любых вектор-строках исходного кода a, что доказывает справедливость утверждения.

Примечание 1.1 (ПМ1.1). Следует заметить, что характеристическое свойство (1.147) матриц ПЗК не нарушается при перестановке строк образующей матрицы G и столбцов проверочной матрицы H.

При перестановке столбцов матрицы G для сохранения (1.147) необходима согласованная перестановка строк матрицы H.

Нетрудно видеть, что соотношения (1.147) – (1.149) содержат доказательство следующего утверждения.

Утверждение 1.29 (У1.29). Процедура формирования синдрома E имеет два эквивалентных представления (1.145) и E = H. (1.151) Следует заметить, что векторно-матричные представления (1.146) и (1.149) имеют различную нагрузку и среду реализацию. Первое используется в аппаратурной среде, а второе – в аналитической при формировании проверочной матрицы H помехозащищенного кода.

Заметим так же, что доказательство У1.28 делает справедливым положения следующего утверждения.

Утверждение 1.30 (У1.30). Пара матриц (G,H) размерности dimG = k n и dim H = n m, удовлетворяющие матричному соотношению (1.147), принятые соответственно за образующую и проверочную матрицы кода, порождают помехозащищенный (n, k)-код, характеризующийся корректирующей способностью, определяемой мощностью [{E}] множества {E} ненулевых синдромов, задаваемой в силу (1.149) соотношением [{E}]= 2m - 1. (1.152) Поставим теперь задачу конструирования алгоритмов формирования образующей G и проверочной H матриц помехозащищенного кода. Эта задача не инвариантна относительно требований к блоковой систематике формируемого помехозащищенного кода. В связи с этим введем следующие определения.

Определение 1.8 (О1.8). Систематическим помехозащищенным кодом называется код, элементы которого представляют собой комбинации элементов исходного помехонезащищенного кода. При этом ПЗК называется линейным, если эти комбинации строятся на основе линейных бинарных операций модулярной арифметики, и нелинейным, если комбинации строятся на основе нелинейных бинарных операций модулярной арифметики.

Нетрудно видеть, что ПЗК, сформированные в силу правила (1.144), являются систематическими и линейными, при этом вся систематика помехозащищенного линейного кода y заложена в образующей матрице G.

Определение 1.9 (О1.9). Систематический ПЗК называется систематическим помехозащищенным кодом с полной блоковой систематикой, если проверочные разряды кода, вводимые в структуру ПЗК процедурой кодирования, и информационные разряды, образованные исходным помехонезащищенным кодом (ПНЗК) a, представляют собой отдельные монолитные блоки.

Следует заметить, что в современной телекоммуникационной технике, в которой преобладает передача кодов «старшим разрядом вперед», в ПЗК с полной блоковой систематикой исходный ПНЗК образует старшие разряды кода, а блок проверочных разрядов – младшие его разряды.

Определение 1.10 (О1.10). Систематический ПЗК называется кодом с неполной блоковой систематикой, если разряды исходного ПНЗК и проверочные разряды ПЗК перемежаются, не образуя монолитные блоки.

С целью конструирования алгоритмов формирования матриц G и H ПЗК сформулируем дополнительно следующее утверждение.

Утверждение 1.31 (У1.31). Если помехозащищенный код исправляет ошибки кратности = 1,s, то синдром E ошибки в разряj j дах для j -ой их комбинации j = 1,Cn равен сумме по модулю два i строк H,i = 1,n проверочной матрицы H однократных ошибок, сумма которых образует данную ошибку.

j Доказательство утверждения строится на использовании соотношения (1.149), в котором вектор-строку синдрома E, вектор-строку ошибки следует писать в поэлементной форме E = row{E,= 1,m}, = row{i,i = 1,n}, (1.153) а проверочную матрицу H записать в столбцовой форме i H = col{H,i = 1,n}, (1.154) i где H – i -я строка матрицы H. Подстановка компонентов соотношения (1.149), представленных в форме (1.153), (1.154), в соотношение (1.152) доказывает справедливость утверждения.

Примечание 1.2 (ПМ1.2). Нетрудно видеть, что если при кодировке векторов ошибок векторами-синдромами E при построении ПЗК, исправляющего ошибки кратности s > 1 или обнаруживающего ошибки кратности r > 2, учтены условия У1.31, то достаточно иметь таблицу кодировок ошибок только первой кратности. Ниже при построении алгоритмов формирования матриц G и H кода предполагается, что условия У1.31 выполняются.

Утверждение 1.32 (У1.32). Столбцы H, = 1,m матрицы H принадлежат ядру матрицы G так, что выполняются соотношения H kerG GH = O ; (1.155) в свою очередь столбцы GT, j = 1,k транспонированной GT образуюj T щей матрицы принадлежат ядру транспонированной H проверочной матрицы кода так, что выполняются соотношения T T GT ker H H GT = O. (1.156) j j Доказательство утверждения строится на представлении матричного соотношения (1.147) в векторно-матричной форме с использованием правых вектор-столбцов G[ H1 H2 H Hm]= O, (1.157) что позволяет записать GH = O,= 1,m H kerG.

в свою очередь матричное соотношение (1.147) в транспонированной форме по аналогии с (1.157) может быть записано в виде T T T T T H GT = H [G1 G2 GT Gk ]= O, j что позволяет записать T T H GT = O, j = 1,k GT ker H.

j j Утверждение 1.33 (У1.33). Матрицы G и H, сформированные в виде ~ ~ G G =[Ik G], H =. (1.158) Im где Ik – k k -единичная матрица, Im – m m-единичная матрица, ~ G – k m -матрица синдромов однократных ошибок вида ~ (1.159) = [ Om], ~ где – k -мерный вектор-строка, содержащий одну единицу, Om – m-мерная нулевая вектор-строка, порождают помехозащищенный код, обладающий полной блоковой систематикой.

Pages:     | 1 |   ...   | 5 | 6 || 8 | 9 |   ...   | 24 |



© 2011 www.dissers.ru - «Бесплатная электронная библиотека»

Материалы этого сайта размещены для ознакомления, все права принадлежат их авторам.
Если Вы не согласны с тем, что Ваш материал размещён на этом сайте, пожалуйста, напишите нам, мы в течении 1-2 рабочих дней удалим его.