Beispiele binärer Blockcodes

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Single Parity–check Codes


Der  Single Parity–check Code  (SPC) fügt zu dem Informationsblock  $\underline{u}= (u_1, u_2, \hspace{0.05cm}\text{...}\hspace{0.05cm}, u_k)$  ein Prüfbit (englisch:  Parity )  $p$  hinzu:

Verschiedene Single Parity–check Codes  $(n = k + 1)$
$$\underline{u} = (u_1, u_2,\hspace{0.05cm} \text{...} \hspace{0.05cm} , u_k) \hspace{0.3cm}$$
$$\Rightarrow \hspace{0.3cm} \underline{x} = (x_1, x_2,\hspace{0.05cm}\text{...} \hspace{0.05cm} , x_n) = (u_1, u_2,\hspace{0.05cm} \text{...}\hspace{0.05cm} , u_k, p) \hspace{0.05cm}.$$

Die Grafik zeigt drei Coder–Beispiele mit

  • $|\hspace{0.05cm}\mathcal{C}\hspace{0.05cm}| = 4 \ (k = 2)$,
  • $|\hspace{0.05cm}\mathcal{C}\hspace{0.05cm}| = 8 \ (k = 3)$,
  • $|\hspace{0.05cm}\mathcal{C}\hspace{0.05cm}| = 16 \ (k = 4)$.


Dieser sehr einfache Code kann wie folgt charakterisiert werden:

  • Aus  $n = k + 1$  folgt für die  Coderate  $R = k/n = (n-1)/n$  und für die  Redundanz  $1-R = 1/n$. Für  $k = 2$  ergibt sich zum Beispiel die Coderate  $2/3$  und die relative Redundanz beträgt  $33.3\%$.
  • Das Prüfbit erhält man durch die Modulo–2–Addition. Darunter versteht man die Addition im  Galoisfeld  zur Basis  $2$   ⇒   $\rm GF(2)$, sodass  $1 \oplus 1 = 0$  ergibt:
\[p = u_1 \oplus u_2 \oplus \text{...} \hspace{0.05cm} \oplus u_k \hspace{0.05cm}.\]
  • Damit enthält jedes gültige Codewort  $\underline{x}$  eine gerade Anzahl von Einsen. Ausgedrückt mit  $\oplus$  bzw. in vereinfachter Schreibweise gemäß der zweiten Gleichung lautet diese Bedingung:
\[ x_1 \oplus x_2 \oplus \text{...} \hspace{0.05cm} \oplus x_n = 0 \hspace{0.05cm}, \hspace{0.5cm}{\rm oder:}\hspace{0.5cm} \sum_{i=1}^{n} \hspace{0.2cm} x_i = 0\hspace{0.05cm} , \hspace{0.3cm} {\rm Addition\hspace{0.15cm} in \hspace{0.15cm} GF(2)} \hspace{0.05cm}. \]
  • Für  $k = 2$   ⇒   $n = 3$  ergeben sich die folgenden vier Codeworte, wobei das Prüfbit  $p$  jeweils durch einen kleinen Pfeil markiert ist:
\[\underline{x}_0 = (0, 0_{\hspace{0.05cm} \rightarrow}\hspace{0.05cm} 0)\hspace{0.05cm}, \hspace{0.2cm} \underline{x}_1 = (0, 1_{\hspace{0.05cm} \rightarrow}\hspace{0.05cm} 1)\hspace{0.05cm}, \hspace{0.2cm} \underline{x}_2 = (1, 0 _{\hspace{0.05cm} \rightarrow}\hspace{0.05cm} 1)\hspace{0.05cm}, \hspace{0.2cm} \underline{x}_3 = (1, 1 _{\hspace{0.05cm} \rightarrow}\hspace{0.05cm} 0)\hspace{0.05cm}.\]
  • Dieser Code  $\mathcal{C} = \big \{ (0, 0, 0), \ (0, 1, 1), \ (1, 0, 1), \ (1, 1, 0) \big \}$  ist  linear, da die Summe zweier beliebiger Codeworte wieder ein gültiges Codewort ergibt, zum Beispiel
$$\underline{x}_1 \oplus \underline{x}_2 = \underline{x}_3.$$
  • Für beliebiges  $k$   ⇒   $n = k+1$  unterscheidet sich jedes Codewort von allen anderen an einer geraden Anzahl von Positionen. Die minimale Distanz des Codes ist also 
$$d_{\rm min} = 2.$$

$\text{Definition:}$  Jeder  $\text{Single Parity–check Code (SPC)}$  lässt sich formal wie folgt beschreiben:

\[\mathcal{C} = \{ \underline{x} \in {\rm GF}(2^n)\hspace{-0.15cm}: \hspace{0.15cm}{\rm mit \hspace{0.15cm}geradzahliger\hspace{0.15cm} Anzahl\hspace{0.15cm} von\hspace{0.15cm} Einsen\hspace{0.15cm} in \hspace{0.15cm} } \underline{x} \}\hspace{0.05cm}.\]
  • Mit der allgemeinen Codebezeichnung  $(n, \ k, \ d_{\rm min})$  lässt sich jeder Single Parity–check Code auch mit  $\text{SPC }(n, \ n-1, \ 2)$  benennen.
  • Die obere Grafik zeigt somit den  $\text{SPC (3, 2, 2)}$, den  $\text{SPC (4, 3, 2)}$ und den  $\text{SPC (5, 4, 2)}$.


Der digitale Kanal ändert möglicherweise das Codewort  $\underline{x}= (x_1, x_2, \hspace{0.05cm}\text{...}\hspace{0.05cm}, x_n)$  in das Empfangswort  $\underline{y}= (y_1, y_2, \hspace{0.05cm}\text{...}\hspace{0.05cm}, y_n)$. Mit dem Fehlervektor  $\underline{e}= (e_1, e_2, \hspace{0.05cm}\text{...}\hspace{0.05cm}, e_n)$  gilt:

$$\underline{y}= \underline{x} \oplus \underline{e}.$$

Zur Decodierung des Single Parity–check Codes bildet man das so genannte  Syndrom:

\[s = y_1 \oplus y_2 \oplus \hspace{0.05cm}\text{...} \hspace{0.05cm} \oplus y_n = \sum_{i=1}^{n} \hspace{0.2cm} y_i \hspace{0.1cm} \in \hspace{0.2cm} \{0, 1 \} \hspace{0.05cm}.\]

Das Ergebnis  $s=1$  weist dann auf (mindestens) einen Bitfehler innerhalb des Codewortes hin, während  $s=0$  wie folgt zu interpretieren ist:

  • Die Übertragung war fehlerfrei, oder:
  • Die Anzahl der Bitfehler ist geradzahlig.

Mögliche Empfangswerte beim  $\text{SPC (4, 3, 2)}$

$\text{Beispiel 1:}$  Wir betrachten den  $\text{SPC (4, 3, 2)}$  und gehen davon aus, dass das Nullwort gesendet wurde. Die Tabelle zeigt alle Möglichkeiten, dass  $f$  Bit verfälscht werden und gibt das jeweilige Syndrom  $s \in \{0, 1\}$  an.

Für das  BSC–Modell  mit der Verfälschungswahrscheinlichkeit  $\varepsilon = 1\%$  ergeben sich dann folgende Wahrscheinlichkeiten:

  • Das Informationswort wird richtig decodiert (blaue Hinterlegung):
\[{\rm Pr}(\underline{v} = \underline{u}) = {\rm Pr}(\underline{y} = \underline{x}) = (1 - \varepsilon)^n = 0.99^4 \approx 96\,\%\hspace{0.05cm}.\]
  • Der Decoder erkennt, dass Übertragungsfehler aufgetreten sind (grüne Hinterlegung):
\[{\rm Pr}(s=1) \hspace{-0.1cm} = \hspace{-0.1cm} \sum_{f=1 \atop f \hspace{0.1cm}{\rm ungerade} }^{n} {n \choose f} \cdot \varepsilon^{f} \cdot (1 - \varepsilon)^{n-f} = {4 \choose 1} \cdot 0.01 \cdot 0.99^3 + {4 \choose 3} \cdot 0.01^3 \cdot 0.99 \approx 3.9\,\%\hspace{0.05cm}.\]
  • Das Informationswort wird falsch decodiert (rote Hinterlegung):
\[{\rm Pr}(\underline{v} \ne \underline{u}) \hspace{-0.1cm} = \hspace{-0.1cm} \sum_{f=2 \atop f \hspace{0.1cm}{\rm gerade} }^{n} {n \choose f} \cdot \varepsilon^{f} \cdot (1 - \varepsilon)^{n-f} = 1 - {\rm Pr}(\underline{v} = \underline{u}) - {\rm Pr}(s=1)\approx 0.1\,\%\hspace{0.05cm}.\]

Wir verweisen hier auf das interaktive Applet  Binomial- und Poissonverteilung. Die hier gewonnenen Ergebnisse werden auch in der  Aufgabe A1.5  nochmals diskutiert.


$\text{Beispiel 2:}$  Eine Fehlerkorrektur des Single Parity–check Codes ist beim BSC–Modell nicht möglich im Unterschied zum  BEC–Kanal  (Binary Erasure Channel).

Bei diesem werden Bitfehler ausgeschlossen. Ist nur ein Bit ausgelöscht $($englisch:   Erasure,  $\rm E)$, so ist aufgrund der Tatsache „die Anzahl der Einsen im Codewort ist gerade” auch eine Fehlerkorrektur möglich, zum Beispiel für den  $\text{SPC (5, 4, 2)}$:

\[\underline{y} = (1, 0, {\rm E}, 1, 1) \hspace{0.2cm}\Rightarrow\hspace{0.2cm}\underline{z} = (1, 0, 1, 1, 1) \hspace{0.2cm}\Rightarrow\hspace{0.2cm} \underline{v} = (1, 0, 1, 1) = \underline{u}\hspace{0.05cm},\] \[\underline{y}=(0, 1, 1, {\rm E}, 0) \hspace{0.2cm}\Rightarrow\hspace{0.2cm}\underline{z} = (0, 1, 1, 0, 0) \hspace{0.2cm}\Rightarrow\hspace{0.2cm} \underline{v} = (0, 1, 1, 0) = \underline{u}\hspace{0.05cm},\] \[\underline{y} = (0, 1, 0, 1, {\rm E}) \hspace{0.2cm}\Rightarrow\hspace{0.2cm}\underline{z} = (0, 1, 0, 1, 0) \hspace{0.2cm}\Rightarrow\hspace{0.2cm} \underline{v} = (0, 1, 0, 1) = \underline{u}\hspace{0.05cm}.\]


$\text{Beispiel 3:}$  Auch beim  AWGN–Kanal  ist Fehlerkorrektur möglich, wenn man  Soft Decision  anwendet. Für das Folgende gehen wir von bipolarer Signalisierung aus:

Zur Verdeutlichung von „Soft Decision” bei AWGN
  • $x=0$   ⇒   $\tilde{x}= +1$, sowie
  • $x=1$   ⇒   $\tilde{x}= -1$.


Die Grafik verdeutlicht den hier dargelegten Sachverhalt:

  • Beispielsweise lautet der Empfangsvektor (rote Punkte):
\[\underline{y} = (+0.8, -1.2, -0.1, +0.5, -0.6) \hspace{0.05cm}.\]
  • Bei harter Entscheidung (Schwelle  $G = 0$, nur die Vorzeichen werden ausgewertet) würde man zu folgendem binären Ergebnis kommen $($grüne Quadrate  $Y_i = y_i/ \vert y_i \vert)$:
\[\underline{Y} = (+1, -1, -1, +1, -1) \hspace{0.05cm}.\]


  • In Symbolschreibweise ergibt sich daraus  $(0, 1, 1, 0, 1)$, was kein gültiges Codewort des  $\text{SPC (5, 4, 2)}$  ist   ⇒   Syndrom  $s = 1$. Also müssen ein, drei oder fünf Bit verfälscht worden sein.
  • Die Wahrscheinlichkeit für drei oder fünf Bitfehler ist allerdings um Größenordnungen kleiner als diejenige für einen einzigen Fehler. Die Annahme „ein Bitfehler” ist deshalb nicht abwegig.
  • Da der Empfangswert  $y_3$  sehr nahe an der Schwelle  $G = 0$  liegt, geht man davon aus, dass genau dieses Bit verfälscht wurde.
  • Damit fällt bei Soft Decision die Entscheidung für  $\underline{z} = (0, 1, 0, 0, 1)$   ⇒   $\underline{v} = (0, 1, 0, 0)$.
  • Die Blockfehlerwahrscheinlichkeit  ${\rm Pr}(\underline{v} \ne \underline{u})$  ist so am geringsten.



Wiederholungscodes


$\text{Definition:}$  Ein  $\text{Wiederholungscode}$  (englisch:   Repetition Code, $\rm RC)$  ist ein linearer binärer  $(n, \, k)$–Blockcode der Form

\[\mathcal{C} = \big \{ \underline{x} \in {\rm GF}(2^n)\text{:} \ \ x_i = x_j \hspace{0.15cm}{\rm f\ddot{u}r \hspace{0.15cm}alle\hspace{0.25cm} } i, j = 1, \hspace{0.05cm} \text{...} \hspace{0.05cm}, n \big \}.\]
  • Der Codeparameter  $n$  bezeichnet die Codelänge. Unabhängig von  $n$  gilt stets  $k = 1$.
  • Entsprechend existieren nur die zwei Codeworte  $(0, 0, \hspace{0.05cm} \text{...} \hspace{0.05cm} , 0)$  und  $(1, 1, \hspace{0.05cm}\text{...}\hspace{0.05cm} , 1)$, die sich in  $n$  Binärstellen unterscheiden.
  • Daraus folgt für die minimale Distanz  $d_{\rm min} = n$.


Verschiedene Wiederholungscodes (Repetition Codes)

Die Grafik zeigt Wiederholungscodes für

  • $n=3$,
  • $n=4$,
  • $n=5$.


Ein solcher Wiederholungscode weist folgende Eigenschaften auf:

  • Dieser  $(n, \, 1, \, n)$–Blockcode besitzt die sehr kleine Coderate  $R = 1/n$, ist also nur für die Übertragung bzw. Speicherung kleiner Dateien geeignet.
  • Andererseits ist der Wiederholungscode sehr robust.
  • Insbesondere beim  BEC–Kanal  (Binary Erasure Channel) genügt ein einziges richtig übertragenes Bit an beliebiger Position (alle anderen Bit können ausgelöscht sein), um das Informationswort richtig zu decodieren.


$\text{Beispiel 4: Decodierung und Fehlerwahrscheinlichkeiten beim BSC–Kanal}$

Es gelte der  BSC–Kanal  mit $\varepsilon = 10\%$. Die Decodierung basiere auf dem Majoritätsprinzip.

  • Bei ungeradem  $n$  können $e=n-1$ Bitfehler erkannt und  $t=(n-1)/2$  Bitfehler korrigiert werden. Damit ergibt sich für die Wahrscheinlichkeit der korrekten Decodierung der Informationsbits  $u$:
\[{\rm Pr}(v = u) = \sum_{f=0 }^{(n-1)/2} {n \choose f} \cdot \varepsilon^{f} \cdot (1 - \varepsilon)^{n-f} \hspace{0.05cm}.\]
  • Die nachfolgenden Zahlenwerte gelten für  $n = 5$. Das heißt:   Es sind  $t = 2$  Bitfehler korrigierbar:
\[{\rm Pr}(v = u) = (1 - \varepsilon)^5 + 5 \cdot \varepsilon \cdot (1 - \varepsilon)^4 + 10 \cdot \varepsilon^2 \cdot (1 - \varepsilon)^3 \approx 99.15\,\%\]
\[\Rightarrow\hspace{0.3cm}{\rm Pr}(v \ne u) = 1- {\rm Pr}(v = u) \approx 0.85\,\%\hspace{0.05cm}.\]
  • Bei geradem  $n$  können dagegen nur  $t=n/2-1$  Fehler korrigiert werden. Erhöht man  $n$  von  $5$  auf  $6$, so sind weiterhin auch nur zwei Bitfehler innerhalb eines Codewortes korrigierbar. Einen dritten Bitfehler kann man zwar nicht korrigieren, aber zumindest erkennen:
\[{\rm Pr}({\rm nicht\hspace{0.15cm} korrigierbarer\hspace{0.15cm} Fehler}) = {6 \choose 3} \cdot \varepsilon^{3} \cdot (1 - \varepsilon)^{3}= 20 \cdot 0.1^{3} \cdot 0.9^{3}\approx 1.46\,\%\hspace{0.05cm}. \]
  • Ein (unerkannter) Decodierfehler  $(v \ne u)$  ergibt sich erst, wenn innerhalb des 6 Bit–Wortes vier oder mehr Bit verfälscht wurden. Als Näherung unter der Annahme, dass fünf oder sechs Bitfehler sehr viel unwahrscheinlicher sind als vier, gilt:
\[{\rm Pr}(v \ne u) \approx {6 \choose 4} \cdot \varepsilon^{4} \cdot (1 - \varepsilon)^{2}= 0.122\,\%\hspace{0.05cm}.\]
  • Interessant ist, dass beim  $\text{RC(6, 1, 6)}$  die Wahrscheinlichkeit  ${\rm Pr}(v = u)$  für eine mögliche und richtige Decodierung mit  $98.42\%$  kleiner ist als beim  $\text{RC (5, 1, 5)}$. Für letzteren gilt:
$${\rm Pr}(v = u) = 1- 0.00122 \approx 99.88\%.$$


$\text{Beispiel 5: Leistungsfähigkeit des Wiederholungscodes beim AWGN–Kanal}$

Wir betrachten nun den  AWGN–Kanal. Bei uncodierter Übertragung $($oder dem Wiederholungscode mit  $n=1)$  ist der Empfangswert  $y = \tilde{x}+\eta$, wobei  $\tilde{x} \in \{+1, -1\}$ das Informationsbit bei bipolarer Signalisierung bezeichnet und  $\eta$  den Rauschterm. Um Verwechslungen mit dem Codeparameter  $n$  zu vermeiden, haben wir das Rauschen umbenannt:   $n → \eta$.

Für die Fehlerwahrscheinlichkeit gilt mit dem  komplementären Gaußschen Fehlerintegral  ${\rm Q}(x)$

\[{\rm Pr}(v \ne u) = {\rm Q}(\sqrt{\rho}) \hspace{0.05cm},\]

wobei folgende physikalische Größen zu verwenden sind:

  • das Signal–zu–Rauschleistungsverhältnis  $\rho= 1/\sigma^2 = 2 \cdot E_{\rm S}/N_0$,
  • die Energie  $E_{\rm S}$  pro Codesymbol   ⇒   „Symbolenergie”,
  • die normierte Streuung  $\sigma$  des Rauschens, gültig für das bipolare Informationsbit  $\tilde{x} \in \{+1, -1\}$, und
  • die konstante (einseitige) Rauschleistungsdichte  $N_0$  des AWGN–Rauschens.

Bei einem  $(n, 1, n)$–Wiederholungscode ergibt sich dagegen für den Eingangswert des Maximum–Likelihood–Decoders  $y \hspace{0.04cm}' = \tilde{x} \hspace{0.04cm}'+\eta \hspace{0.04cm}'$  mit folgenden Eigenschaften:

Fehlerwahrscheinlichkeit des Wiederholungscodes beim AWGN–Kanal
\[\tilde{x} \hspace{0.04cm}' =\sum_{i=1 }^{n} \tilde{x}_i \in \{ +n, -n \}\hspace{0.2cm} \Rightarrow\hspace{0.2cm} n{\rm -fache \hspace{0.15cm}Amplitude}\]
\[\hspace{4.8cm} \Rightarrow\hspace{0.2cm}n^2{\rm -fache \hspace{0.15cm}Leistung}\hspace{0.05cm},\]
\[\eta\hspace{0.04cm}' = \sum_{i=1 }^{n} \eta_i\hspace{0.2cm} \Rightarrow\hspace{0.2cm} n{\rm -fache \hspace{0.15cm}Varianz:\hspace{0.15cm} } \sigma^2 \rightarrow n \cdot \sigma^2\hspace{0.05cm},\]
\[\rho\hspace{0.04cm}' = \frac{n^2}{n \cdot \sigma^2} = n \cdot \rho \hspace{0.2cm} \Rightarrow\hspace{0.2cm}{\rm Pr}(v \ne u) = {\rm Q}(\sqrt{n \cdot \frac{2E_{\rm S} }{N_0} } )\hspace{0.05cm}.\]

Die Fehlerwahrscheinlichkeit in doppelt logarithmischer Darstellung zeigt die linke Grafik. Als Abszisse ist  $10 \cdot \lg \, (E_{\rm S}/N_0)$  aufgetragen. Die Energie pro Bit  $(E_{\rm B})$  ist  $n$  mal größer als die Symbolenergie  $E_{\rm S}$, wie im Schaubild für  $n=3$  verdeutlicht.
Diese Kurvenschar kann wie folgt interpretiert werden:

  • Trägt man die Fehlerwahrscheinlichkeit über der Abszisse  $10 \cdot \lg \, (E_{\rm S}/N_0)$  auf, so ergibt sich durch  $n$–fache Wiederholung gegenüber uncodierter Übertragung  $(n=1)$  eine signifikante Verbesserung.
  • Die Kurve für den Wiederholungsfaktor  $n$  erhält man durch Linksverschiebung um  $10 \cdot \lg \, n$  (in dB) gegenüber der Vergleichskurve. Der Gewinn beträgt  $4.77 \ {\rm dB} \ (n = 3)$ bzw. $\approx 5 \ {\rm dB} \ (n = 5)$.
  • Allerdings ist ein Vergleich bei konstantem  $E_{\rm S}$  nicht fair, da man mit dem Repetition Code  $\text{RC (5, 1, 5)}$  für die Übertragung eines Informationsbits eine um den Faktor  $n$  größere Energie aufwendet als bei uncodierter Übertragung:   $E_{\rm B} = E_{\rm S}/{R} = n \cdot E_{\rm S}\hspace{0.05cm}.$


Aus der rechten Grafik erkennt man, dass alle Kurven genau übereinander liegen, wenn auf der Abszisse  $10 \cdot \lg \, (E_{\rm B}/N_0)$  aufgetragen wird.


$\text{Fazit bezüglich Wiederholungscodes beim AWGN–Kanal:}$

  • Die Fehlerwahrscheinlichkeit ist bei fairem Vergleich unabhängig vom Wiederholungsfaktor  $n$:     ${\rm Pr}(v \ne u) = {\rm Q}\left (\sqrt{2E_{\rm B} /{N_0} } \right ) \hspace{0.05cm}.$
  • Beim AWGN–Kanal ist durch einen Wiederholungscode kein  Codiergewinn  zu erzielen.


Hamming–Codes


Richard Wesley Hamming  hat 1962 eine Klasse binärer Blockcodes angegeben, die sich durch die Anzahl  $m = 2, 3, \text{...} $  der zugesetzten  Parity Bits  unterscheiden. Für diese Codeklasse gilt:

  • Die Codelänge ergibt sich stets zu  $n = 2^m -1$. Möglich sind demzufolge beim Hamming–Code auch nur die Längen  $n = 3$,  $n = 7$,  $n = 15$,  $n = 31$,  $n = 63$,  $n = 127$,  $n = 255$, usw.
  • Ein Informationswort besteht aus  $k = n-m$  Bit. Die Coderate ist somit gleich
\[R = \frac{k}{n} = \frac{2^m - 1 - m}{2^m - 1} \in \{1/3, \hspace{0.1cm}4/7,\hspace{0.1cm}11/15,\hspace{0.1cm}26/31,\hspace{0.1cm}57/63, \hspace{0.1cm}120/127,\hspace{0.1cm}247/255, \hspace{0.05cm} \text{...} \hspace{0.05cm} \}\hspace{0.05cm}.\]
  • Alle Hamming–Codes weisen die minimale Distanz  $d_{\rm min} = 3$  auf. Bei größerer Codelänge  $n$  erreicht man  $d_{\rm min} = 3$  schon mit weniger Redundanz, also bei größerer Coderate  $R$.
  • Aus der Angabe  $d_{\rm min} = 3$  folgt weiter, dass hier  $e = d_{\rm min} -1 =2$  Fehler erkannt werden können und man  $t = (d_{\rm min} -1)/2 = 1$  Fehler korrigieren kann.
  • Der Hamming–Code  $\text{HC (3, 1, 3)}$  ist identisch mit dem Wiederholungscode  $\text{RP (3, 1, 3)}$  und lautet:
\[\mathcal{C} = \big \{ (0, 0, 0) \hspace{0.05cm}, (1, 1, 1) \big \}\hspace{0.05cm}. \]
  • Bei systematischer Codierung sind die ersten  $k$  Stellen eines jeden Hamming–Codewortes  $\underline{x}$  identisch mit dem Informationswort  $\underline{u}$. Anschließend folgen dann die  $m = n-k$  Paritätsbit:
\[\underline{x} = ( x_1, x_2,\hspace{0.05cm}\text{...} \hspace{0.05cm}, x_n) = ( u_1, u_2, \hspace{0.05cm}\text{...} \hspace{0.05cm}, u_k, p_1, p_2, \hspace{0.05cm}\text{...} \hspace{0.05cm}, p_{n-k}) \hspace{0.05cm}.\]
Verdeutlichung des $\text{(7, 4, 3)}$–Hamming–Codes

$\text{Beispiel 6: Paritätsgleichungen des (7, 4, 3)-Hamming-Codes}$
Der  $\text{(7, 4, 3)}$–Hamming–Code wird durch das dargestellte Schaubild verdeutlicht. Daraus kann man die drei Bedingungen ableiten:

\[x_1 \oplus x_2 \oplus x_3 \oplus x_5 \hspace{-0.1cm} = \hspace{-0.1cm} 0 \hspace{0.05cm},\]
\[x_2 \oplus x_3 \oplus x_4 \oplus x_6 \hspace{-0.1cm} = \hspace{-0.1cm} 0 \hspace{0.05cm},\]
\[x_1 \oplus x_2 \oplus x_4 \oplus x_7 \hspace{-0.1cm} = \hspace{-0.1cm} 0 \hspace{0.05cm}. \]
  • Im Schaubild kennzeichnet der rote Kreis die erste Prüfgleichung, der grüne die zweite und der blaue die letzte.
  • In jedem Kreis muss die Anzahl der Einsen geradzahlig sein.


Zuordnung $\underline{u} → \underline{x}$ des systematischen $\text{(7, 4, 3)}$–Hamming–Codes

Bei systematischer Codierung des  $\text{(7, 4, 3)}$–Hamming–Codes

\[x_1 = u_1 ,\hspace{0.2cm} x_2 = u_2 ,\hspace{0.2cm} x_3 = u_3 ,\hspace{0.2cm} x_4 = u_4 ,\hspace{0.2cm} x_5 = p_1 ,\hspace{0.2cm} x_6 = p_2 ,\hspace{0.2cm} x_7 = p_3 \]

lauten die Bestimmungsgleichungen der drei Prüfbit, wie aus dem Schaubild hervorgeht:

\[p_1 =u_1 \oplus u_2 \oplus u_3 \hspace{0.05cm},\]
\[p_2 = u_2 \oplus u_3 \oplus u_4 \hspace{0.05cm},\]
\[p_3 = u_1 \oplus u_2 \oplus u_4 \hspace{0.05cm}.\]

Die Tabelle zeigt die  $2^k = 16$  zulässigen Codeworte des systematischen  $\text{(7, 4, 3)}$–Codes:

$$\underline{x} = ( x_1, x_2, x_3, x_4, x_5, x_6, x_7) = ( u_1, u_2, u_3, u_4, p_1, p_2, p_3).$$
  • Das Informationswort  $\underline{u} =( u_1, u_2, u_3, u_4)$  ist schwarz dargestellt und die Prüfbits  $p_1$,  $p_2$  und  $p_3$  rot.
  • Man erkennt anhand dieser Tabelle, dass sich jeweils zwei der  $16$  möglichen Codeworte in mindestens  $d_{\rm min} = 3$  Binärwerten unterscheiden.


Später wird die  Decodierung linearer Blockcodes  noch ausführlich behandelt. Das folgende Beispiel soll die Decodierung des Hamming–Codes eher intuitiv erklären.

$\text{Beispiel 7: Paritätsgleichungen des (7, 4, 3)-Hamming-Codes}$

Wir gehen weiter vom systematischen  $\text{(7, 4, 3)}$–Code aus und betrachten das Empfangswort  $\underline{y} = ( y_1, y_2, y_3, y_4, y_5, y_6, y_7)$. Zur Decodierung bilden wir die drei Paritätsgleichungen

\[ y_1 \oplus y_2 \oplus y_3 \oplus y_5 \hspace{-0.1cm}= \hspace{-0.1cm} 0 \hspace{0.05cm},\hspace{0.5cm}{\rm (I)} \]
\[y_2 \oplus y_3 \oplus y_4 \oplus y_6 \hspace{-0.1cm}= \hspace{-0.1cm}0 \hspace{0.05cm},\hspace{0.5cm}{\rm (II)} \]
\[y_1 \oplus y_2 \oplus y_4 \oplus y_7 \hspace{-0.1cm}= \hspace{-0.1cm} 0\hspace{0.05cm}. \hspace{0.5cm}{\rm (III)}\]

Unter der Voraussetzung, dass in jedem Codewort höchstens ein Bit verfälscht wird, gelten dann die folgenden Aussagen. Im Folgenden bezeichnet  $\underline{v}$  das Decodierergebnis; dieses sollte stets mit  $\underline{u} = (1, 0, 1, 0)$  übereinstimmen:

  • Das Empfangswort  $\underline{y} = (1, 0, 1, 0, 0, 1, 1)$  erfüllt alle drei Paritätsgleichungen. Das heißt, dass kein einziger Übertragungsfehler aufgetreten ist   ⇒   $\underline{y} = \underline{x}$   ⇒   $\underline{v} = \underline{u} = (1, 0, 1, 0)$.
  • Werden zwei der drei Paritätsgleichungen erfüllt wie zum Beispiel für das empfangene Wort  $\underline{y} =(1, 0, 1, 0, 0, 1, 0)$, so wurde ein Paritätsbit verfälscht und es gilt auch hier  $\underline{v} = \underline{u} = (1, 0, 1, 0)$.
  • Mit  $\underline{y} = (1, 0, 1, 1, 0, 1, 1)$  wird nur die Gleichung  $\rm (I)$  erfüllt und die beiden anderen nicht. Somit kann man die Verfälschung des vierten Binärsymbols korrigieren, und es gilt auch hier  $\underline{v} = \underline{u} = (1, 0, 1, 0)$.
  • Ein Übertragungsfehler des zweiten Bits   ⇒   $\underline{y} = (1, 1, 1, 0, 0, 1, 1)$  führt dazu, dass alle drei Paritätsgleichungen nicht erfüllt werden. Auch dieser Fehler lässt sich eindeutig korrigieren da nur  $u_2$  in allen Gleichungen vorkommt.


Aufgaben zum Kapitel


Aufgabe 1.5: SPC (5, 4) und BEC–Modell

Aufgabe 1.5Z: SPC (5, 4) vs. RC (5, 1)

Aufgabe 1.6: Zum (7, 4)–Hamming–Code