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

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Codetabelle des  $\text{HC (7, 4)}$

1962 hat  Richard Wesley Hamming  eine Klasse binärer Blockcodes angegeben, die sich durch die Anzahl  $m$  der zugeführten Prüfbits unterscheiden. Die Codewortlänge ist stets  $n = 2^m - 1$. Das Informationswort besteht aus  $k = n - m$  Bit:

• $m = 2$:   $\text{(3, 1)}$–Hamming–Code   ⇒   identisch mit  $\text{RC (3, 1)}$,
• $m = 3$:   $\text{(7, 4)}$–Hamming–Code,
• $m = 4$:   $\text{(15, 11)}$–Hamming–Code,
• $m = 5$:   $\text{(31, 26)}$–Hamming–Code, usw.

Im Verlaufe dieser Aufgabe gibt es Fragen

• zum Codeumfang  $ |\hspace{0.05cm}\mathcal{C}\hspace{0.05cm}|$,
• zur Coderate  $R$, und
• zur minimalen Distanz  $d_{\rm min}$.

Weiterhin soll geklärt werden, ob der für diese Aufgabe durch seine Codetabelle  $\underline{u}_{i} ⇒ \underline{x}_{i}$  gegebene  $\text{(7, 4)}$–Hamming–Code systematisch ist, und ob es sich um einen so genannten „perfekten Code” handelt. Der Laufindex kann die Werte  $i = 1, \text{...}\hspace{0.05cm} , 2^k =16$  annehmen.

Man spricht von einem  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:

$$ t = \frac{d_{\rm min}-1 } {2} \hspace{0.05cm}.$$

Die Interpretation zu dieser Bedingung finden Sie in der Musterlösung.

Hinweise:

• Die Aufgabe gehört zum Kapitel  Beispiele binärer Blockcodes.
• Bezug genommen wird insbesondere auf die Seite  Hamming–Codes.

• Für diesen Hamming–Code wurden andere Prüfgleichungen herangezogen als im  Theorieteil. Deshalb unterscheiden sich auch die Codetabellen.
• In der  Aufgabe 1.7, bei der der gleiche Code verwendet wird, ist das Schaubild der Prüfgleichungen angegeben.

Fragebogen

1

Geben Sie die Kenngrößen des gegebenen Codes  $\mathcal{C}$  an:

$ |\hspace{0.05cm}\mathcal{C}\hspace{0.05cm}| \ = \ $

$ k \hspace{0.46cm} = \ $

$ n \hspace{0.44cm} = \ $

$ R \hspace{0.40cm} = \ $

2

Handelt es sich um einen systematischen Code?

	Ja,
	Nein.

3

Wie groß ist die minimale Distanz zwischen zwei beliebigen Codeworten?

$ \ d_{\rm min} \ = \ $

4

Wieviele Übertragungsfehler können erkannt  $(e)$  bzw. korrigiert  $(t)$  werden?

$e\hspace{0.22cm} = \ $

$t\hspace{0.28cm} = \ $

5

Ist der hier betrachtete Hamming–Code perfekt?

	Ja,
	Nein.

6

Welche Aussagen gelten hinsichtlich eines perfekten Codes?

	Ein perfekter Code führt stets zur Blockfehlerwahrscheinlichkeit Null.
	Alle Empfangsworte  $\underline{y}$  sind einem gültigen Codewort zuordbar.
	Bei perfekten Codes ist die minimale Hamming–Distanz ungerade.

7

Welche der nachfolgend aufgeführten Codes sind perfekt?

	Der  $\text{(15, 11)}$–Hamming–Code,
	der  $\text{(63, 57)}$–Hamming–Code,
	der  $\text{(3, 1)}$–Repetition Code,
	der  $\text{(4, 1)}$–Repetition Code,
	der  $\text{(5, 1)}$–Repetition Code.

Musterlösung

Musterlösung

(1)  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 $\underline{R = 4/7} = 0.571$.

(2)  Richtig ist JA:

• Jedes Codewort $\underline{x}$ beinhaltet zunächst die $k = 4$ Bit des Informationswortes $\underline{u}$. Danach folgen $m = 3$ Prüfbits:

$$\underline{x} = ( x_1, x_2, x_3, x_4, x_5, x_5,x_7) = ( u_1, u_2, u_3, u_4, p_1, p_2, p_3) \hspace{0.05cm}.$$

• Dies entspricht genau der Definition eines systematischen Codes .

(3)  Bei jedem Hamming–Code beträgt die minimale Distanz $d_{\rm min} \underline{= 3}$.

• Aus der Tabelle erkennt man dies daran, dass das minimale Hamming–Gewicht (die Anzahl der Einsen in einem Codewort) gleich 3 ist.
• Ein linearer Code beinhaltet nämlich auch das Nullwort, so dass gilt:

$$d_{\rm min}(\mathcal{C}) = \min_{\substack{\underline{x},\hspace{0.05cm}\underline{x}' \hspace{0.05cm}\in \hspace{0.05cm} \mathcal{C} \\ {\underline{x}} \hspace{0.05cm}\ne \hspace{0.05cm} \underline{x}'}}\hspace{0.1cm}d_{\rm H}(\underline{x}, \hspace{0.05cm}\underline{x}') = \min_{\underline{x} \hspace{0.05cm}\in \hspace{0.05cm} \mathcal{C} }\hspace{0.1cm}w_{\rm H}(\underline{x}) = 3 \hspace{0.05cm}.$$

(4)  Die Angabe $d_{\rm min} = 3$ bedeutet, dass $\underline{e = 2}$ Fehler erkannt und $\underline{t = 1}$ Fehler korrigiert werden können.

(5)  Richtig ist JA:

• 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:

$$ 2^3 = 8\hspace{0.05cm}, \hspace{0.35cm} {\sum_{f=0}^1 {7 \choose f}} = {7 \choose 0} + {7 \choose 1} = 1 + 7 = 8 \hspace{0.05cm}.$$

(6)  Richtig sind die Aussagen 2 und 3 :

• Gäbe es einen Kanalcode mit endlicher Codewortlänge $n$, der für alle Kanäle die Blockfehlerwahrscheinlichkeit zu Null macht, so wäre dieser nicht nur perfekt, sondern ein Wunder.
• Aufgrund des Kanalcodierungstheorems ist aber ${\rm Pr(Blockfehler)} = 0$ bei endlichem $n$ gar nicht möglich.

Verdeutlichung eines perfekten Codes

Veranschaulichen wir uns die Aussage 2 durch eine 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.

• 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 $\underline{y}$ außerhalb eines solchen Zuordnungskreises.

Auch die letzte Aussage 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 $\underline{y}$ 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)  Richtig sind die Aussagen 1, 2, 3 und 5:

• 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:

$${\sum_{f=0}^1 {n \choose f}} = 1 + n = 2^m \hspace{0.05cm}.$$

Hierbei bedeuten:

• $m = 2$: (3, 1) Hamming–Code, ⇒ identisch mit RC (3, 1),
• $m = 3$: (7, 4) Hamming–Code,
• $m = 4$: (15, 11) Hamming–Code,
• $m = 5$: (31, 26) 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 mit geradem $n$: RC (4, 1), RC (6, 1), usw. Dies wurde bereits in der Musterlösung zur Teilaufgabe (6) begründet.