Участник:Nikz

Материал из Модулярная арифметики
Перейти к: навигация, поиск

Пример коррекции ошибки с помощью кодов Рида - Соломона

Постановка задачи

В данной статье разбирается пример работы алгоритма коррекции ошибки для 16-битных строк. Строка разбивает на блоки длиной 4 бита и каждый блок представляет собой элемент поля Галуа GF16. Необходимо отследить и исправить одиночную ошибку, внесённую в один из блоков.

Теоретические основы алгоритма

Поля Галуа

Операцию сложения определим как "исключающее ИЛИ" (XOR).Очевидно, что в таком случае операция сложения является обратной самой себе. Тогда операция умножения в двоичном виде будет выглядеть так:

 \begin{matrix} *\underline{\begin{matrix}
0 & 0 & 0 & 1 & 1 \\
0 & 0 & 1 & 1 & 0 \\
\end{matrix}}\\
+\underline{\begin{matrix}
0 & 0 & 1 & 1 & 0 \\
0 & 1 & 1 & 0 & 0 \\
\end{matrix}} \\
\begin{matrix}
 & 0 & 1 & 0 & 1 & 0 \\
\end{matrix} \\
\end{matrix}

Так можно умножать полиномы, в данном случае мы умножили:  (x + 1) * (x^2 + x) = x^3 + x. Определим также операцию деления чисел(или полиномов) с остатком – по аналогичным правилам, например:  \frac{110010}{101011}=011001 или  \frac{x^5 + x^4 + x}{x^5 + x^3 + x + 1} = x^4 + x^3 + 1  Теперь построим поле из 16 элементов  GF_{16} . Операцию сложения определена на XOR, Операция деления дополнена получением остатка по некоторому модулю. Выберем в качестве модуля неприводимый полином  x^4+x+1 (10011) .

Возьмем единицу и будем последовательно умножать ее на 2 и рассмотрим числа, которые будут при этом

  1. 1= 2^0=0001
  2.  2^0*2=2^1=0010 _{mod 10011} = 2 = x^1
  3.  2^1*2=2^2=0100 _{mod 10011} = 4 = x^2
  4.  2^2*2=2^3=1000 _{mod 10011} = 8 = x^3
  5.  2^3*2=2^4=10000 _{mod 10011} = 0011 = 3 = x+1
  6.  2^4*2=2^5=100000 _{mod 10011} = 0110 = 6 = x^2+x

и так далее.
Составим таблицу умножения

Степень Результат
0 1 0001
1 2 0010
2 4 0100
3 8 1000
4 3 0011
5 6 0110
6 12 1100
7 11 1011
8 5 0101
9 10 1010
10 7 0111
11 14 1110
12 15 1111
13 13 1101
14 9 1001
15 1 0001

Таким образом, при дальнейшем умножении весь цикл повторится снова. Полученные степени двойки не сложно умножать между собой, например:  13*15=2^{13}*2^{12}=2^{25 mod 15}=2^{10}=7 . Можно проверить результат,разделив  \frac{7}{13}=\frac{2^{10}}{2^{13}}=2^{-3 mod 15}=2^{12}=15 .

Таким образом, получили поле GF_{16}, то есть для двоичных 4-разрядных чисел.

Коды Рида - Соломона

При построении кода Рида-Соломона задается пара чисел N,K, где N-Общее количество символов, а К- «полезное» количество символов, N-K символов задают избыточный код, предназначенный для восстановления ошибок. Такой код Рида-Соломона будет иметь «расстояние Хемминга» D=N-K+1. В соответствии с теорией кодирования, код, имеющий расстояние Хемминга D=2t+1, позволяет восстанавливать t ошибок. Таким образом, если нам необходимо восстановить t ошибок, то общее количество символов сообщения N=K+2t. Сообщения при кодировании Рида-Соломона представляются полиномами. Исходное сообщение представляется как коэффициенты полинома p(x) степени K-1, имеющего K коэффициентов.
Порождающий многочлен Рида-Соломона,g(x), строится следующий образом:  g(x)=(x+2)(x+2^{2})..(x+2^{ D-1 } ) , 2 - примитивный член поля. Нетрудно понять, что 2^{1},2^{2},..,2^{D-1} - корни этого многочлена.
Например, построим порождающий многочлен кода Рида-Соломона с N=15,K=9, способного исправлять до 3 ошибок (15-9)/2=3: g(x)=(x+2)(x+2^{2} )(x+2^{3} )(x+2^{4} )(x+2^{5} )(x+2^{6} )=x^{6}+7x^{5}+9x^{4}+3x^{3}+12x^{2}+10x+12. (Возведение в степень и умножения выполнены над полем GF16 )!

Кодирование Рида-Соломона

Кодирование Рида-Соломона будем производить систематическим кодом, это означает, что в закодированное сообщение будет содержать в себе в явном виде исходное сообщение. Каким образом это делается: Сначала полином сдвигается на N-K коэффициентов влево
p'(x)=p(x)x^{N-K} ,а потом вычисляется остаток от деления на порождающий полином и прибавляется к p'(x): C(x)=p'(x)+p'(x)mod g(x).
Для систематического кого очевидно, что K старших коэффициентов полученного кода C(x) содержат исходное сообщение. Это удобно при декодировании. Закодированное сообщение C(x) обладает очень важным свойством: оно без остатка делится на порождающий многочлен g(x).
Докажем это свойство:
Пусь r(x)-остаток от деления p'(x) на g(x).
Тогда,
p'(x)=g(x)u(x)+r(x)
Итак,
r(x)=p'(x)mod g(x)
Тогда
C(x)=p'(x)+p'(x)mod g(x)=g(x)u(x)+r(x)+r(x)
Вспомним, что в арифметике поля Галуа сложения являются одновременно и вычитанием, тогда r(x)+r(x)=0!Следовательно C(x) делится на g(x) без остатка.
Таким образом,
C(x) mod g(x)=0
В случае, если закодированное сообщение будет изменено, то это равенство будет нарушенным, не считая случая, когда ошибка окажется кратной g(x). Факт искажения можно рассматривать как прибавление к C(x) некоторого полинома ошибки E(x).
Пример:
Рассмотрим кодирование информации. Пусть наше сообщение такое: 12, 10, 12, 7
Полином сообщения получается такой: I(x)=12x^{3}+10x^{2}+12x+7
Умножаем на x^{2},получаем:
I'(x)=12x^{5}+10x^{4}+12x^{3}+7x^{2}
Делим на g(x) и получаем остаток: r(x)= x + 4
В итоге получается полином закодированного сообщения:
C(x)=12x^{5}+10x^{4}+12x^{3}+7x^{2}+x+4

Декодирование Рида-Соломона