Aufgaben:Aufgabe 1.6: Zum (7, 4)–Hamming–Code - Versionsgeschichte

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Mwiki-lnt: Textersetzung - „*Sollte die Eingabe des Zahlenwertes „0” erforderlich sein, so geben Sie bitte „0.” ein.“ durch „ “

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Textersetzung - „*Sollte die Eingabe des Zahlenwertes „0” erforderlich sein, so geben Sie bitte „0.” ein.“ durch „ “

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 *Die Länge eines jeden Codewortes ist $\underline{n = 7}$.
 *Damit ist die Coderate $\underline{R = 4/7} = 0.571$.
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 :$$\underline{x} = ( x_1, x_2, x_3, x_4, x_5, x_5,x_7) = ( u_1, u_2, u_3, u_4, p_1, p_2, p_3) \hspace{0.05cm}.$$
 *Dies entspricht genau der Definition eines [[Kanalcodierung/Allgemeine_Beschreibung_linearer_Blockcodes|systematischen Codes]] .
 '''(3)'''&nbsp; Bei jedem Hamming–Code beträgt die minimale Distanz $d_{\rm min} \underline{= 3}$.
-*Aus der Tabelle erkennt man dies daran, dass das minimale [[Kanalcodierung/Zielsetzung_der_Kanalcodierung#Einige_wichtige_Definitionen_zur_Blockcodierung|Hamming–Gewicht]] (die Anzahl der Einsen in einem Codewort) gleich 3 ist. Ein linearer Code beinhaltet nämlich auch das Nullwort, so dass gilt:
+*Aus der Tabelle erkennt man dies daran, dass das minimale [[Kanalcodierung/Zielsetzung_der_Kanalcodierung#Einige_wichtige_Definitionen_zur_Blockcodierung|Hamming–Gewicht]] (die Anzahl der Einsen in einem Codewort) gleich 3 ist.
 :$$d_{\rm min}(\mathcal{C}) = \min_{\substack{\underline{x},\hspace{0.05cm}\underline{x}' \hspace{0.05cm}\in \hspace{0.05cm} \mathcal{C} \\ {\underline{x}} \hspace{0.05cm}\ne \hspace{0.05cm} \underline{x}'}}\hspace{0.1cm}d_{\rm H}(\underline{x}, \hspace{0.05cm}\underline{x}') = \min_{\underline{x} \hspace{0.05cm}\in \hspace{0.05cm} \mathcal{C} }\hspace{0.1cm}w_{\rm H}(\underline{x}) = 3 \hspace{0.05cm}.$$
 '''(4)'''&nbsp; Die Angabe $d_{\rm min} = 3$ bedeutet, dass $\underline{e = 2}$ Fehler erkannt und $\underline{t = 1}$ Fehler korrigiert werden können.
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 :$$ 2^3 = 8\hspace{0.05cm}, \hspace{0.35cm} {\sum_{f=0}^1 {7 \choose f}} = {7 \choose 0} + {7 \choose 1} = 1 + 7 = 8 \hspace{0.05cm}.$$
@@ Zeile 127: / Zeile 133: @@
 *Aufgrund des Kanalcodierungstheorems ist aber ${\rm Pr(Blockfehler)} = 0$ bei endlichem $n$  gar nicht möglich.
-Veranschaulichen wir uns die Aussage 2 durch die obige Grafik. Der hochdimensionale Raum ist hierbei stark vereinfacht (in 2D) dargestellt. Wir gehen dabei von den Zahlenwerten $k = 4$, $n = 7$, $m = 3$ und $t = 1$ des (7, 4, 3)–Hamming–Codes aus:
+[[Datei:P_ID2389__KC_A_1_6_ML.png|right|frame|Verdeutlichung eines perfekten Codes]]
 *Für das Empfangswort sind $2^7 = 128$ Punkte im 7–dimensionalen Raum möglich. Die roten Punkte markieren die $2^4 = 16$ gültigen Codeworte.
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 *Hiermit kann ebenfalls nur $t = 1$ Fehler korrigiert werden.
 *Unterscheidet sich ein Empfangswort $\underline{y}$ von zulässigen Codeworten in zwei Bit, so ist dieser Punkt keinem Kreis zuzuordnen. Es liegen dann auch Punkte außerhalb der Kreise und die Bedingung eines perfekten Codes ist nicht mehr erfüllt.
 '''(7)'''&nbsp; Richtig sind die <u>Aussagen 1, 2, 3 und 5</u>:
-*Alle Hamming–Codes haben die minimale Hamming–Distanz $d_{\rm min} = 3$ &nbsp; &rArr; &nbsp; $t = 1$. Gleichzeitig lässt sich jeder $(n, k)$–Hamming–Code auch als $(2^m – 1, 2^m – 1 – m)$ Code schreiben, wobei $m = n – k$ die Anzahl der Prüfbits angibt. Damit wird die Gleichung eines perfekten Codes stets erfüllt:
+*Alle Hamming–Codes haben die minimale Hamming–Distanz $d_{\rm min} = 3$ &nbsp; &rArr; &nbsp; $t = 1$.
 :$${\sum_{f=0}^1 {n \choose f}} = 1 + n = 2^m \hspace{0.05cm}.$$
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 :$${\sum_{f=0}^2 {5 \choose f}} = 1 + 5 + 10 = 16 = 2^m \hspace{0.05cm}.$$
-Die anderen Wiederholungscodes (RC) mit ungeradem $n$ sind ebenfalls perfekt, nicht jedoch mit geradem $n$: RC (4, 1), RC (6, 1), usw. Dies wurde bereits in der Musterlösung zur Teilaufgabe (6) begründet.
+Die anderen Wiederholungscodes (RC) mit ungeradem $n$ sind ebenfalls perfekt, nicht jedoch mit geradem $n$: RC (4, 1), RC (6, 1), usw. Dies wurde bereits in der Musterlösung zur Teilaufgabe '''(6)''' begründet.
 {{ML-Fuß}}

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 |type="{}"}
 $ |\hspace{0.05cm}\mathcal{C}\hspace{0.05cm}| \ = \ $ { 16 }
-$ k \hspace{0.45cm} = \ $  { 4 }
+$ k \hspace{0.46cm} = \ $  { 4 }
-$ n \hspace{0.43cm} = \ $  { 7 }
+$ n \hspace{0.44cm} = \ $  { 7 }
-$ R\hspace{0.45cm} = \ $  { 0.571 3% }
+$ R \hspace{0.40cm} = \ $  { 0.571 3% }

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	*Für diesen Hamming–Code wurden andere Prüfgleichungen herangezogen als im  [[Kanalcodierung/Beispiele_binärer_Blockcodes#Hamming.E2.80.93Codes\|Theorieteil]]. Deshalb unterscheiden sich auch die Codetabellen.		*Für diesen Hamming–Code wurden andere Prüfgleichungen herangezogen als im  [[Kanalcodierung/Beispiele_binärer_Blockcodes#Hamming.E2.80.93Codes\|Theorieteil]]. Deshalb unterscheiden sich auch die Codetabellen.
−	*In der  [[Aufgaben:1.~~07_H_und_G_des_~~(7,_4)~~–Hamming–Codes~~\|Aufgabe 1.7]], bei der der gleiche Code verwendet wird, ist das Schaubild der Prüfgleichungen angegeben.	+	*In der  [[Aufgaben:Aufgabe_1.07:_Prüf-_und_Generatormatrix_des_HC_(7,_4,_3)\|Aufgabe 1.7]], bei der der gleiche Code verwendet wird, ist das Schaubild der Prüfgleichungen angegeben.

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 }}
-[[Datei:P_ID2388__KC_A_1_6_neu.png|right|frame|Tabelle des (7, 4)–Hamming–Codes]]
+[[Datei:P_ID2388__KC_A_1_6_neu.png|right|frame|Codetabelle des&nbsp; $\text{HC (7, 4)}$]]
-hat [https://de.wikipedia.org/wiki/Richard_Hamming  Richard Wesley Hamming] eine Klasse binärer Blockcodes angegeben, die sich durch die Anzahl $m$ der zugeführten Prüfbits unterscheiden. Die Codewortlänge ist bei diesen Codes stets $n = 2^m – 1$ und das Informationswort besteht aus $k = n – m$ Bit:
+hat&nbsp; [https://de.wikipedia.org/wiki/Richard_Hamming  Richard Wesley Hamming]&nbsp; eine Klasse binärer Blockcodes angegeben, die sich durch die Anzahl&nbsp; $m$&nbsp; der zugeführten Prüfbits unterscheiden. Die Codewortlänge ist stets&nbsp; $n = 2^m - 1$. Das Informationswort besteht aus&nbsp; $k = n - m$&nbsp; Bit:
-*$m = 2$: &nbsp;  (3, 1) Hamming–Code,  ⇒ identisch mit  [[Kanalcodierung/Beispiele_binärer_Blockcodes#Wiederholungscodes|'''RC (3, 1)''',]]
+*$m = 2$: &nbsp;  $\text{(3, 1)}$&ndash;Hamming–Code &nbsp;  ⇒ &nbsp; identisch mit&nbsp;  [[Kanalcodierung/Beispiele_binärer_Blockcodes#Wiederholungscodes|$\text{RC (3, 1)}$]],
-*$m = 3$:  &nbsp; (7, 4) Hamming–Code,
+*$m = 3$:  &nbsp; $\text{(7, 4)}$&ndash;Hamming–Code,
-*$m = 4$: &nbsp;  (15, 11) Hamming–Code,
+*$m = 4$: &nbsp;  $\text{(15, 11)}$&ndash;Hamming–Code,
-*$m = 5$: &nbsp;  (31, 26) Hamming–Code, usw.
+*$m = 5$: &nbsp;  $\text{(31, 26)}$&ndash;Hamming–Code, usw.
 Im Verlaufe dieser Aufgabe gibt es Fragen
-*zum Codeumfang $ |\mathcal{C}|$,
+*zum Codeumfang&nbsp; $ |\hspace{0.05cm}\mathcal{C}\hspace{0.05cm}|$,
-*zur Coderate $R$, und
+*zur Coderate&nbsp; $R$, und
-*zur minimalen Distanz $d_{\rm min}$
+*zur minimalen Distanz&nbsp; $d_{\rm min}$.
-dieser Codeklasse. Weiterhin soll geklärt werden, ob der für diese Aufgabe durch seine Codetabelle $\underline{u}_{i}  ⇒  \underline{x}_{i}$ gegebene (7, 4)–Hamming–Code systematisch ist, und ob es sich um einen so genannten &bdquo;perfekten Code&rdquo; handelt. Der Laufindex kann hierbei die Werte $i = 1, \text{...}\hspace{0.05cm} , 2^k =16$ annehmen.
+Weiterhin soll geklärt werden, ob der für diese Aufgabe durch seine Codetabelle&nbsp; $\underline{u}_{i}  ⇒  \underline{x}_{i}$&nbsp; gegebene&nbsp; $\text{(7, 4)}$–Hamming–Code systematisch ist, und ob es sich um einen so genannten &bdquo;perfekten Code&rdquo; handelt. Der Laufindex kann die Werte&nbsp; $i = 1, \text{...}\hspace{0.05cm} , 2^k =16$&nbsp; annehmen.
-Man spricht von einem ''perfekten Code'', wenn folgende Bedingung erfüllt ist:
+Man spricht von einem&nbsp; ''perfekten Code'', wenn folgende Bedingung erfüllt ist:
 :$$2^k = \frac{2^n} {\sum_{f=0}^t {n \choose f}}\hspace{0.3cm} \Rightarrow \hspace{0.3cm} 2^m = {\sum_{f=0}^t {n \choose f}} \hspace{0.05cm}.$$
-Hierbei bezeichnet $t$ die Anzahl der korrigierbaren Fehler. Bei ungerader Minimaldistanz $d_{\rm min}$ gilt:
+Hierbei bezeichnet&nbsp; $t$&nbsp; die Anzahl der korrigierbaren Fehler. Bei ungerader Minimaldistanz&nbsp; $d_{\rm min}$&nbsp; gilt:
 :$$ t = \frac{d_{\rm min}-1 } {2} \hspace{0.05cm}.$$
-Die Interpretation zu dieser Bedingung finden Sie in der Musterlösung zu dieser Aufgabe.
+Die Interpretation zu dieser Bedingung finden Sie in der Musterlösung.
 ''Hinweise:''
-*Die Aufgabe gehört zum Kapitel [[Kanalcodierung/Beispiele_binärer_Blockcodes|Beispiele binärer Blockcodes]].
+*Die Aufgabe gehört zum Kapitel&nbsp; [[Kanalcodierung/Beispiele_binärer_Blockcodes|Beispiele binärer Blockcodes]].
-*Bezug genommen wird insbesondere auf die Seite [[Kanalcodierung/Beispiele_binärer_Blockcodes#Hamming.E2.80.93Codes|Hamming&ndash;Codes]].
+*Bezug genommen wird insbesondere auf die Seite&nbsp; [[Kanalcodierung/Beispiele_binärer_Blockcodes#Hamming.E2.80.93Codes|Hamming&ndash;Codes]].
-*Für diesen Hamming–Code wurden andere Prüfgleichungen herangezogen als im [[Kanalcodierung/Beispiele_binärer_Blockcodes#Hamming.E2.80.93Codes|Theorieteil]]. Deshalb unterscheiden sich auch die Codetabellen.
+*Für diesen Hamming–Code wurden andere Prüfgleichungen herangezogen als im&nbsp; [[Kanalcodierung/Beispiele_binärer_Blockcodes#Hamming.E2.80.93Codes|Theorieteil]]. Deshalb unterscheiden sich auch die Codetabellen.
-*In der [[Aufgaben:1.07_H_und_G_des_(7,_4)–Hamming–Codes|Aufgabe 1.7]], bei der der gleiche Code verwendet wird, ist das Schaubild der Prüfgleichungen angegeben.
+*In der&nbsp; [[Aufgaben:1.07_H_und_G_des_(7,_4)–Hamming–Codes|Aufgabe 1.7]], bei der der gleiche Code verwendet wird, ist das Schaubild der Prüfgleichungen angegeben.
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 <quiz display=simple>
-{Geben Sie die Kenngrößen des gegebenen Codes $\mathcal{C}$ an:
+{Geben Sie die Kenngrößen des gegebenen Codes&nbsp; $\mathcal{C}$&nbsp; an:
 |type="{}"}
-$ |\mathcal{C}| \ = \ $ { 16 }
+$ |\hspace{0.05cm}\mathcal{C}\hspace{0.05cm}| \ = \ $ { 16 }
-$ k \hspace{0.35cm} = \ $  { 4 }
+$ k \hspace{0.45cm} = \ $  { 4 }
-$ n \hspace{0.33cm} = \ $  { 7 }
+$ n \hspace{0.43cm} = \ $  { 7 }
-$ R\hspace{0.25cm} = \ $  { 0.571 3% }
+$ R\hspace{0.45cm} = \ $  { 0.571 3% }
@@ Zeile 60: / Zeile 65: @@
 $ \ d_{\rm min} \ = \ $ { 3 }
-{Wieviele Übertragungsfehler können erkannt $(e)$ bzw. korrigiert $(t)$ werden?
+{Wieviele Übertragungsfehler können erkannt&nbsp; $(e)$&nbsp; bzw. korrigiert&nbsp; $(t)$&nbsp; werden?
 |type="{}"}
 $e\hspace{0.22cm} = \ $ { 2 }
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 |type="[]"}
 - Ein perfekter Code führt stets zur Blockfehlerwahrscheinlichkeit Null.
-+ Alle Empfangsworte $\underline{y}$ sind einem gültigen Codewort zuordbar.
++ Alle Empfangsworte&nbsp; $\underline{y}$&nbsp; sind einem gültigen Codewort zuordbar.
 + Bei perfekten Codes ist die minimale Hamming&ndash;Distanz ungerade.
 {Welche der nachfolgend aufgeführten Codes sind perfekt?
 |type="[]"}
-+ Der (15,11)–Hamming–Code,
++ Der &nbsp;$\text{(15, 11)}$–Hamming–Code,
-+ der (63,57)–Hamming–Code,
++ der &nbsp;$\text{(63, 57)}$–Hamming–Code,
-+ der (3,1)–Repetition Code,
++ der &nbsp;$\text{(3, 1)}$–Repetition Code,
-- der (4,1)–Repetition Code,
+- der &nbsp;$\text{(4, 1)}$–Repetition Code,
-+ der (5,1)–Repetition Code.
++ der &nbsp;$\text{(5, 1)}$–Repetition Code.

@@ Zeile 33: / Zeile 33: @@
 *Die Aufgabe gehört zum Kapitel [[Kanalcodierung/Beispiele_binärer_Blockcodes|Beispiele binärer Blockcodes]].
 *Bezug genommen wird insbesondere auf die Seite [[Kanalcodierung/Beispiele_binärer_Blockcodes#Hamming.E2.80.93Codes|Hamming&ndash;Codes]].
-*Sollte die Eingabe des Zahlenwertes &bdquo;0&rdquo; erforderlich sein, so geben Sie bitte &bdquo;0.&rdquo; ein.
 *Für diesen Hamming–Code wurden andere Prüfgleichungen herangezogen als im [[Kanalcodierung/Beispiele_binärer_Blockcodes#Hamming.E2.80.93Codes|Theorieteil]]. Deshalb unterscheiden sich auch die Codetabellen.
 *In der [[Aufgaben:1.07_H_und_G_des_(7,_4)–Hamming–Codes|Aufgabe 1.7]], bei der der gleiche Code verwendet wird, ist das Schaubild der Prüfgleichungen angegeben.

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 ===Musterlösung===
 {{ML-Kopf}}
-'''(1)'''&nbsp; Die Codetabelle hat 16 Einträge: $\underline{|C| = 16}$. Aus der Gleichung $|C| = 2^k$ folgt damit $\underline{k = 4}$. Die Länge eines jeden Codewortes ist $\underline{n = 7}$. Damit ist die Coderate $\underline{R = 4/7} = 0.571$.
+'''(1)'''&nbsp; Die Codetabelle hat 16 Einträge: $\underline{|C| = 16}$.
-'''(2)'''&nbsp; Jedes Codewort <u>''x''</u> beinhaltet zunächst die $k = 4$ Bit des Informationswortes <u>u</u>. Danach folgen $m = 3$ Prüfbits:
+'''(2)'''&nbsp; Richtig ist <u>JA</u>:
 :$$\underline{x} = ( x_1, x_2, x_3, x_4, x_5, x_5,x_7) = ( u_1, u_2, u_3, u_4, p_1, p_2, p_3) \hspace{0.05cm}.$$
-'''(3)'''&nbsp; Bei jedem Hamming–Code beträgt die minimale Distanz $d_{\rm min} \underline{= 3}$. Aus der Tabelle erkennt man dies daran, dass das minimale [[|Kanalcodierung/Zielsetzung_der_Kanalcodierung#Einige_wichtige_Definitionen_zur_BlockcodierungHamming–Gewicht] (die Anzahl der Einsen in einem Codewort) gleich 3 ist. Ein linearer Code beinhaltet nämlich auch das Nullwort, so dass gilt:
+'''(3)'''&nbsp; Bei jedem Hamming–Code beträgt die minimale Distanz $d_{\rm min} \underline{= 3}$.
 :$$d_{\rm min}(\mathcal{C}) = \min_{\substack{\underline{x},\hspace{0.05cm}\underline{x}' \hspace{0.05cm}\in \hspace{0.05cm} \mathcal{C} \\ {\underline{x}} \hspace{0.05cm}\ne \hspace{0.05cm} \underline{x}'}}\hspace{0.1cm}d_{\rm H}(\underline{x}, \hspace{0.05cm}\underline{x}') = \min_{\underline{x} \hspace{0.05cm}\in \hspace{0.05cm} \mathcal{C} }\hspace{0.1cm}w_{\rm H}(\underline{x}) = 3 \hspace{0.05cm}.$$
 '''(4)'''&nbsp; Die Angabe $d_{\rm min} = 3$ bedeutet, dass $\underline{e = 2}$ Fehler erkannt und $\underline{t = 1}$ Fehler korrigiert werden können.
 '''(5)'''&nbsp; Die Bedingung für einen perfekten Code lautet entsprechend der Angabe:
 :$$ 2^m = {\sum_{f=0}^t {n \choose f}} \hspace{0.05cm}.$$
-Beim hier betrachteten (7, 4)–Hamming–Code gilt $n = 7$, $m = 3$ und $t = 1$, so dass sich auf beiden Seiten der Gleichung der Wert 8 ergibt  ⇒  <u>JA</u>:
+*Beim hier betrachteten (7, 4)–Hamming–Code gilt $n = 7$, $m = 3$ und $t = 1$, so dass sich auf beiden Seiten der Gleichung der Wert 8 ergibt:
 :$$ 2^3 = 8\hspace{0.05cm}, \hspace{0.35cm} {\sum_{f=0}^1 {7 \choose f}} = {7 \choose 0} + {7 \choose 1} = 1 + 7 = 8 \hspace{0.05cm}.$$
-'''(6)'''&nbsp; Richtig sind nur die <u>beiden letzten Aussagen</u>. Gäbe es einen Kanalcode, der für alle Kanäle die Blockfehlerwahrscheinlichkeit bei endlicher Codewortlänge ''n'' zu Null macht, so wäre dieser nicht nur perfekt, sondern ein Wunder. Aufgrund des Kanalcodierungstheorems ist aber Pr(Blockfehler) $= 0$ bei endlichem ''n'' gar nicht möglich.
 [[Datei:P_ID2389__KC_A_1_6_ML.png|center|frame|Verdeutlichung eines perfekten Codes]]
-Veranschaulichen wir uns die Aussage 2 durch die obige Grafik. Der hochdimensionale Raum ist hierbei stark vereinfacht (in 2D) dargestellt. Wir gehen dabei von den Zahlenwerten $k = 4$, $n = 7$, $m = 3$, $t = 1$ des (7, 4, 3)–Hamming–Codes aus:
+Veranschaulichen wir uns die Aussage 2 durch die obige Grafik. Der hochdimensionale Raum ist hierbei stark vereinfacht (in 2D) dargestellt. Wir gehen dabei von den Zahlenwerten $k = 4$, $n = 7$, $m = 3$ und $t = 1$ des (7, 4, 3)–Hamming–Codes aus:
 *Für das Empfangswort sind $2^7 = 128$ Punkte im 7–dimensionalen Raum möglich. Die roten Punkte markieren die $2^4 = 16$ gültigen Codeworte.
@@ Zeile 120: / Zeile 130: @@
 *Die Kreise umfassen jeweils 8 Punkte, nämlich ein gültiges Codewort und $n = 7$ Empfangsworte nach nur einem Fehler, die man bei der Decodierung genau diesem Codewort zuordnet.
-*Insgesamt gibt es $2^4 = 16$ solcher Kreise. Wegen $128 = 16 · 8$ liegt deshalb kein einziges Empfangswort <u>''y''</u> außerhalb eines solchen Zuordnungskreises.
+*Insgesamt gibt es $2^4 = 16$ solcher Kreise. Wegen $128 = 16 · 8$ liegt deshalb kein einziges Empfangswort $\underline{y}$ außerhalb eines solchen Zuordnungskreises.
-Auch die <u>letzte Aussage</u> ist zutreffend, was beispielhaft für $d_{\rm min} = 4$ gezeigt werden soll. Hiermit kann ebenfalls nur $t = 1$ Fehler korrigiert werden. Unterscheidet sich ein Empfangswort <u>''y''</u> von zulässigen Codeworten in 2 Bit, so ist dieser Punkt keinem Kreis zuzuordnen. Es liegen dann auch Punkte außerhalb der Kreise und die Bedingung eines perfekten Codes ist nicht mehr erfüllt.
+Auch die <u>letzte Aussage</u> ist zutreffend, was beispielhaft für $d_{\rm min} = 4$ gezeigt werden soll:
-'''(7)'''&nbsp; Richtig sind die <u>Aussagen 1, 2, 3 und 5</u>. Alle Hamming–Codes haben die minimale Hamming–Distanz $d_{\rm min} = 3 ⇒ t = 1$. Gleichzeitig lässt sich jeder (''n'', ''k'')–Hamming–Code auch als $(2^m – 1, 2^m – 1 – m)$ Code schreiben, wobei $m = n – k$ die Anzahl der Prüfbits angibt. Damit wird die Gleichung eines perfekten Codes stets erfüllt:
+'''(7)'''&nbsp; Richtig sind die <u>Aussagen 1, 2, 3 und 5</u>:
 :$${\sum_{f=0}^1 {n \choose f}} = 1 + n = 2^m \hspace{0.05cm}.$$
 Hierbei bedeuten:
-          m = 2: &nbsp;  (3, 1)–Hamming–Code, identisch mit dem ''Repetition Code'' (3, 1),
+*$m = 2$:   (3, 1) Hamming–Code,  ⇒ identisch mit  [[Kanalcodierung/Beispiele_binärer_Blockcodes#Wiederholungscodes|'''RC (3, 1)''',]]
-          m = 3:  &nbsp; (7, 4)–Hamming–Code,
+*$m = 3$:   (7, 4) Hamming–Code,
-          m = 4:  &nbsp; (15, 11)–Hamming–Code,
+*$m = 4$:   (15, 11) Hamming–Code,
-          m = 5: &nbsp;  (31, 26)–Hamming–Code,
+*$m = 5$:   (31, 26) Hamming–Code,
-          m = 6: &nbsp;  (63, 57)–Hamming–Code.
+*$m = 6$:   (63, 57) Hamming–Code,
 Auch der Wiederholungscode mit $n = 5$ erfüllt die Bedingung. Mit $d_{\rm min} = 5$, $t = 2$ und $m = 4$ erhält man:
 :$${\sum_{f=0}^2 {5 \choose f}} = 1 + 5 + 10 = 16 = 2^m \hspace{0.05cm}.$$
-Die anderen Wiederholungscodes (RC) mit ungeradem ''n'' sind ebenfalls perfekt, nicht jedoch RC (4, 1), RC (6, 1), usw. Dies wurde bereits in der Musterlösung zur Teilaufgabe 6) begründet.
+Die anderen Wiederholungscodes (RC) mit ungeradem $n$ sind ebenfalls perfekt, nicht jedoch mit geradem $n$: RC (4, 1), RC (6, 1), usw. Dies wurde bereits in der Musterlösung zur Teilaufgabe (6) begründet.
 {{ML-Fuß}}

@@ Zeile 35: / Zeile 35: @@
 *Sollte die Eingabe des Zahlenwertes &bdquo;0&rdquo; erforderlich sein, so geben Sie bitte &bdquo;0.&rdquo; ein.
 *Für diesen Hamming–Code wurden andere Prüfgleichungen herangezogen als im [[Kanalcodierung/Beispiele_binärer_Blockcodes#Hamming.E2.80.93Codes|Theorieteil]]. Deshalb unterscheiden sich auch die Codetabellen.
-*In der [[Aufgaben:1.07_H_und_G_des_(7,_4)–Hamming–Codes|Aufgabe 1.07]], bei der der gleiche Code verwendet wird, ist das Schaubild der Prüfgleichungen angegeben.
+*In der [[Aufgaben:1.07_H_und_G_des_(7,_4)–Hamming–Codes|Aufgabe 1.7]], bei der der gleiche Code verwendet wird, ist das Schaubild der Prüfgleichungen angegeben.
@@ Zeile 43: / Zeile 43: @@
 <quiz display=simple>
-{Geben Sie die Kenngrößen des gegebenen Codes ''C'' an:
+{Geben Sie die Kenngrößen des gegebenen Codes $\mathcal{C}$ an:
 |type="{}"}
-$\ |C|$ = { 16 3% }
+$ |\mathcal{C}| \ = \ $ { 16 }
-$\ k$ = { 4 3% }
+$ k \hspace{0.35cm} = \ $  { 4 }
-$\ n$ = { 7 3% }
+$ n \hspace{0.33cm} = \ $  { 7 }
-$\ R$ = { 0.571 3% }
+$ R\hspace{0.25cm} = \ $  { 0.571 3% }
 {Handelt es sich um einen systematischen Code?
-|type="[]"}
+|type="()"}
 + Ja,
 - Nein.
@@ Zeile 58: / Zeile 58: @@
 {Wie groß ist die minimale Distanz zwischen zwei beliebigen Codeworten?
 |type="{}"}
-$ \ d_{\rm min}$ = { 3 3% }
+$ \ d_{\rm min} \ = \ $ { 3 }
-{Wieviele Übertragungsfehler können erkannt (''e'') bzw. korrigiert (''t'') werden?
+{Wieviele Übertragungsfehler können erkannt $(e)$ bzw. korrigiert $(t)$ werden?
 |type="{}"}
-$ \ e$ = { 2 3% }
+$e\hspace{0.22cm} = \ $ { 2 }
-$ \ t$ = { 1 3% }
+$t\hspace{0.28cm} = \ $ { 1 }
 {Ist der hier betrachtete Hamming–Code perfekt?
-|type="[]"}
+|type="()"}
 + Ja,
 - Nein.
@@ Zeile 75: / Zeile 72: @@
 {Welche Aussagen gelten hinsichtlich eines perfekten Codes?
 |type="[]"}
-- Ein perfekter Code führt stets zu Pr(Blockfehler) = 0.
+- Ein perfekter Code führt stets zur Blockfehlerwahrscheinlichkeit Null.
-+ Alle Empfangsworte <u>''y''</u> sind einem gültigen Codewort zuordbar.
++ Alle Empfangsworte $\underline{y}$ sind einem gültigen Codewort zuordbar.
 + Bei perfekten Codes ist die minimale Hamming&ndash;Distanz ungerade.
-{Welche der nachfolgend genannten Codes sind perfekt?
+{Welche der nachfolgend aufgeführten Codes sind perfekt?
 |type="[]"}
-+ (15,11)–Hamming–Code,
++ der (15,11)–Hamming–Code,
-+ (63,57)–Hamming–Code,
++ der (63,57)–Hamming–Code,
-+ (3,1)–Repetition Code,
++ der (3,1)–Repetition Code,
-- (4,1)–Repetition Code,
+- der (4,1)–Repetition Code,
-+ (5,1)–Repetition Code.
++ der (5,1)–Repetition Code.
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 Hierbei bedeuten:
-           m = 2:   (3, 1)–Hamming–Code, identisch mit dem ''Repetition Code'' (3, 1),
+           m = 2: &nbsp;  (3, 1)–Hamming–Code, identisch mit dem ''Repetition Code'' (3, 1),
-           m = 3:   (7, 4)–Hamming–Code,
+           m = 3:  &nbsp; (7, 4)–Hamming–Code,
-           m = 4:   (15, 11)–Hamming–Code,
+           m = 4:  &nbsp; (15, 11)–Hamming–Code,
-           m = 5:   (31, 26)–Hamming–Code,
+           m = 5: &nbsp;  (31, 26)–Hamming–Code,
-           m = 6:   (63, 57)–Hamming–Code.
+           m = 6: &nbsp;  (63, 57)–Hamming–Code.
 Auch der Wiederholungscode mit $n = 5$ erfüllt die Bedingung. Mit $d_{\rm min} = 5$, $t = 2$ und $m = 4$ erhält man: