关于信息:循环码生成矩阵与监督-校验-矩阵

本专栏蕴含信息论与编码的外围常识，按知识点组织，可作为教学或学习的参考。markdown 版本已归档至【Github 仓库：https://github.com/timerring/information-theory】或者公众号【AIShareLab】回复 信息论 获取。

循环码生成多项式与生成矩阵

定义：记 $\mathrm{C}(x)$ 为 (n, k) 循环码的所有码字对应的多项式的汇合, 若 g(x) 是 $\mathrm{C}(x)$ 中除 0 多项式以外次数最低的多项式, 则称 g(x) 为这个循环码的 生成多项式。

定理 1: $(\boldsymbol{n}, \boldsymbol{k})$ 循环码中, 必然存在一个次数最小的惟一的码多项式 g(x) , 称为生成多项式,

$$
g(x)=x^{r}+g_{r-1} x^{r-1}+\cdots+g_{1} x+1
$$

其中: $r=n-k$ .

该码集中任意码字的码多项式必为 g(x)的倍式。

非零碎循环码的编码:

$$
c(x)=u(x) g(x)
$$

设某 (7,4) 循环码的生成多项式为 $g(x)=x^{3}+x+1$，问信息串 0110 的循环码是什么?

解:

$$
c(x)=u(x) g(x)=(x^{2}+x)(x^{3}+x+1)=x^{5}+x^{4}+x^{3}+x
$$

故码字为: 0111010

定理 2: 当且仅当 g(x) 是 $x^{n+1}$ 的 $r=n-k$ 次因式时, g(x)是 (n, k) 循环码的生成多项式。

定理 3: (n, k) 循环码的校验多项式为

$$
\begin{array}{l}
h(x)=\frac{x^{n}+1}{g(x)} \\
=h_{k} x^{k}+h_{k-1} x^{k-1}+\cdots+h_{1} x+h_{0}
\end{array}
$$

写出上面 (7,3) 循环码的生成多项式

$$
g(x)=x^{4}+x^{3}+x^{2}+1 arrow 0011101
$$

(1) 生成多项式、生成矩阵

循环码生成多项式的特点:

• g(x) 的 0 次项是 1 ;
• g(x) 惟一确定, 即它是码多项式中除 0 多项式以外次数最低的多项式;
• 循环码每一码多项式都是 g(x) 的倍式, 且每一个小于等于 (n-1) 次的 g(x) 倍式肯定是码多项式;
• g(x) 的次数为 (n-k) ;
• g(x) 是 $x^{n}+1$ 的一个因子。

为了保障形成的生成矩阵 G 的各行线性不相干, 通常用生成多项式 g(x) 来结构生成矩阵; 若码多项式为降幂排列,

$$
\begin{array}{l}
g(x)=g_{n-k} x^{n-k}+g_{n-k-1} x^{n-k-1}+\cdots+g_{1} x+g_{0}, r=n-k \\
C(x)=\mathbf{u G}(x)=(u_{k-1} u_{k-2} \cdots u_{0}) \mathbf{G}(x) \\
=u_{k-1} x^{k-1} g(x)+u_{k-2} x^{k-2} g(x)+\cdots+u_{0} g(x) \\
G(x)=[\begin{array}{c}
x^{k-1} g(x) \\
x^{k-2} g(x) \\
\vdots \\
g(x)
\end{array}] rightarrow G=[\begin{array}{ccccccccc}
g_{r} & g_{r-1} & \cdots & g_{1} & g_{0} & 0 & 0 & \cdots & 0 \\
0 & g_{r} & g_{r-1} & \cdots & g_{1} & g_{0} & 0 & \cdots & 0 \\
& \vdots & & & & & \vdots & & \\
0 & \cdots & 0 & 0 & g_{r} & g_{r-1} & \cdots & g_{1} & g_{0}
\end{array}] \\
\end{array}
$$

显然, 上式不合乎 $\mathbf{G}=(\mathbf{I}_{k}: \mathbf{Q})$ 模式, 所以此生成矩阵不是典型模式。

零碎码生成矩阵的结构

零碎码 - 信息位在码字高位, 因而编码时须要先将信息地位于码字高位, 即 u(x) \bullet x^{n-k}。码字低位为校验位，如何取得?

$$
\begin{array}{c}
c(x)_{\bmod g(x)}=0 \\
c(x)=u(x) \cdot x^{n-k}+r(x) \\
\mathbf{0}=\{[u(x) x^{n-k}]_{\bmod g(x)}+r(x)\}
\end{array} \quad \stackrel{r(x)}{=}[u(x) x^{n-k}] \bmod g(x)
$$

(2) 零碎循环码

零碎循环码的编码:

a. 抉择一信息码多项式 $\mu(x)$ , 使 $\quad r(x)=x^{n-k} \mu(x) \bmod g(x)$

b. 产生零碎循环码式 $\mathrm{c}(x)=x^{n-k} \mu(x)+r(x)$

有一 (15, 11) 汉明循环码, 其生成多项式 $g(x)=x^{4}+x+1$ , 若输出信息分组为 (10010010010), 求出 (15,11) 零碎循环码字。

解: $u(x)=x^{10}+x^{7}+x^{4}+x$

$$
\begin{array}{l}
x^{n-k} u(x)=x^{4} u(x)=x^{14}+x^{11}+x^{8}+x^{5} \\
r(x)=[x^{4} u(x)] \bmod g(x)=x^{2} \\
\therefore c(x)=x^{14}+x^{11}+x^{8}+x^{5}+x^{2} \\
c=10010010010(0100)监督位
\end{array}
$$

非零碎码: $c(x)=u(x) g(x)=x^{14}+x^{10}+x^{7}+x^{4}+x^{2}+x$ c=1000100100101100

已知某循环码生成多项式为 $g(x)=x^{8}+x^{6}+x^{4}+x^{2}+1$，那么采纳此多项式生成循环码时，校验位有 [8] 位。

已知某循环码生成多项式为 $g(x)=x^{8}+x^{6}+x^{4}+x^{2}+1$，证实该多项式是 $x^{10}+1$ 的一个因式。间接长除即可，这里不多赘述。

请写出生成多项式为 $g(x)=x^{8}+x^{6}+x^{4}+x^{2}+1$ 的零碎型循环码 (10，2) 的码表。并阐明该码至多能纠几位错。

$d_{\min}$=5, 能纠 2 位错

零碎码的循环码生成矩阵

$$
G(x)=[\begin{array}{c}
x^{n-1}+(x^{n-1})_{\bmod g(x)} \\
x^{n-2}+(x^{n-2})_{\bmod g(x)} \\
\vdots \\
x^{n-i}+(x^{n-i})_{\bmod g(x)} \\
\vdots \\
g(x)
\end{array}]=[\begin{array}{cccccccc}
1 & 0 & \cdots & 0 & r_{1,1} & r_{1,2} & \cdots & r_{1, n-k} \\
0 & 1 & \cdots & 0 & r_{2,1} & r_{2,2} & \cdots & r_{2, n-k} \\
\vdots & \vdots & & \vdots & \vdots & \vdots & & \vdots \\
0 & 0 & \cdots & 1 & r_{k, 1} & r_{k, 2} & \cdots & r_{k, n-k}
\end{array}]
$$

某 (7,4) 循环码的生成多项式是 $g(x)=x^{3}+x+1$ , 求零碎码的生成矩阵。

解：

$$
\begin{array}{l}
(x^{6}) \bmod g(x)=x^{2}+1 \\
(x^{5}) \bmod g(x)=x^{2}+x+1 \\
(x^{4}) \bmod g(x)=x^{2}+x
\end{array} \quad arrow G=[\begin{array}{lllllll}
1 & 0 & 0 & 0 & 1 & 0 & 1 \\
0 & 1 & 0 & 0 & 1 & 1 & 1 \\
0 & 0 & 1 & 0 & 1 & 1 & 0 \\
0 & 0 & 0 & 1 & 0 & 1 & 1
\end{array}]
$$

循环码的监督 (校验) 矩阵

关系: $\boldsymbol{G} \boldsymbol{H}^{T}=\mathbf{0}$。

a. 监督矩阵结构：由性质 $x^{n}+1=g(x) h(x)$ ;

$$
\begin{array}{l}
h(x)=h_{k} x^{k}+h_{k-1} x^{k-1}+\ldots+h_{1} x+h_{0} \\
H=[\begin{array}{ccccccc}
h_{0} & h_{1} & \cdots & h_{k} & 0 & \cdots & 0 \\
0 & h_{0} & h_{1} & \cdots & h_{k} & \cdots & 0 \\
& \vdots & & & & \vdots & \\
0 & 0 & \cdots & h_{0} & h_{1} & \cdots & h_{k}
\end{array}] \\
\end{array}
$$

b. 利用循环码的特点来确定监督矩阵 H :

因为 (n, k) 循环码中 g(x) 是 $x^{n+1}$ 的因式, 因而可令: $h(x)=\frac{x^{n}+1}{g(x)}=h_{k} x^{k}+h_{k-1} x^{k-1}+\cdots+h_{1} x+h_{0}$ 监督矩阵示意为:

$$
H(x)=[\begin{array}{c}
x^{n-k-1} h^{*}(x) \\
x^{n-k-2} h^{*}(x) \\
\vdots \\
x h^{*}(x) \\
h^{*}(x)
\end{array}]
$$

$$
h^{*}(x)=h_{0} x^{k}+h_{1} x^{k-1}+h_{2} x^{k-2}+\cdots+h_{k-1} x
$$

参考文献：

1. Proakis, John G., et al. Communication systems engineering. Vol. 2. New Jersey: Prentice Hall, 1994.
2. Proakis, John G., et al. SOLUTIONS MANUAL Communication Systems Engineering. Vol. 2. New Jersey: Prentice Hall, 1994.
3. 周炯槃. 通信原理（第 3 版）[M]. 北京：北京邮电大学出版社, 2008.
4. 樊昌信, 曹丽娜. 通信原理（第 7 版）[M]. 北京：国防工业出版社, 2012.