通信原理期末考试重要知识点2

1、多进制数字调制系统多进制数字调制具有以下两个特点：(1) 在相同的码元传输速率下，多进制数字调制系统的信息传输速率比二进制高。Rb=RB2bit/ sRb= Rb n logNbit/s(2) 在相同的信息传输速率下，多进制数字调制系统的码元传输速率比二进制低，Rbn : Rb2 Bn V b2可增加码元的能量，减小干扰的影响。1多进制数字振幅调制(MASK)(1) 多进制数字振幅调制的原理。多进制数字振幅调制又称多电平调制。*MASK表示式：(波形)eASK=二 dg(t - nT；) cos ctn0P1F2bn=M -1-iiPmP1 + P2+ .Pm=1系统的带宽：Bask = 单位

2、频带内有超过 2bit/s.Hz的信息传输速率。2. 进制数字频率调制(MFSK)(1) 多进制数字频率调制的原理MFSK调制简称多频制，是二进制数字频率键控方式的直接推广。(2) 一个多频制系统的组成方框如图：带通滤波器的中心频率就是多个载频的频率。抽样判决器-在给定时刻上比较各包络。(3) MFSK系统带宽：BfSK = |fM-fl|+ f f单个码元宽度。3. 多进制数字相位调制(MPSK)(1)多进制数字相位调制的原理多进制数字相位调制又称多相制。*利用载波的多种不同相位(或相位差)表征数字信息的调制方式。也可分为绝对移相(MPSK)和相对(差分)移相(MDPSK)两种。*多进制相位

3、调制：M=2k K位码元。一个相位表示K位二进码元.*以四相制为例QPSK(QDPSK)信号调制的原理(A) QPSK:定义:用载波的四种不同相位来表征数列中的信息。两个信息比特与载波相位关系如下，分为A方式,B方式。(B) QDSK:定义:利用前后码元之间的相对相位变化来表示数字信息。以前一码元相位作为参考，并令;：为本码元与前一码元的初相差。 信息比特与载波相位变化 的关系如上所示，分为A方式,B方式。（C）波形：（D）表达式：epsK =、g（t - n!；）cos（诅 二n）nang（t - nT；）cos，ct ' bng（t -n!；）sin 诅nn式中：二n受调相位。M进

4、制用M种不同相位来表征。an=COS 二nbn=sinQPSK(QDPSK)信号的产生与解调(a) QPSK (QDPSK)信号的产生调相法：相位选择法：(b) QDSK (QDPSK)信号的解调QPSK相干解调：QDPSK 相干解调差分相干解调：(4) 功谱密度及系统的带宽：QPSK (QDPSK)调制可以看作两个正交的 2PSK调制的合成, 分布规律相同。1系统的带宽：B4PSK= B2PSK2QPSK (4PSK)故两者的功谱密度丹护廿：4LPRHF?jLoprtiK 命 41角于矗=1和低比牲也K-WidiAPK是目前研究和应用较多的一种调制方式。1 幅相键控信号的一般表示式为：eAP

5、K(t)八 Ang(t - nTs)C0Sct ；：n)n八 Xng(t- nTs)cos ct ' Yng(t - nTs)sin 衣nn式中：、：n受调相位An受调幅度Xn=AnCOS J nYn=-AnSin、：n*APK信号可看作两个正交调制信号之和。*APK也称作为星座调制。*研究较多，并被建议用于数字通信中的一种APK信号,是正交振幅调制(QAM)信号2. 正交振幅调制(QAM)(1) 定义:用两个独立的基带波形对两个相互正交的同频载波进行抑制载波的双边带调 制， 利用已调信号在同一带宽内频谱正交的性质来实现两路并行的数字信息传输(2) 正交振幅调制表示式为：eQAM (t

6、)=mi(t)cos ct+mQ(t)sinc(t)QAM解调一一与QPSK信号形相同，可采用相干检测法解调。系统误码率一一与 QPSK信号相干解调时系统误码率性能相同。K' Tol()1IIA Hi10OLIO JL II 101010«(ir)i «Dilimiion00010101LI01*CODO(HDD1100«IDOL««OJHJOr 01载波同步技术直接法(自同步法)1 插入导频法在抑制载波系统中,、插入导频法(外同步法)无法从接收信号中直接法提取载波，如DSB信号、2PSK信号、57VSB信号、SSB信号等。这些信号可以

7、本身不含有载波或虽然含有载波但不易取出, 对于这些信号可以用插入导频法。发端导频应采用正交插入。(17./<2直接法（自同步法）可分为：非线性变换一一滤波法、特殊锁相环法。（1）平方变换法平方变换法提取同步载波此法适合于抑制载波的双边带信号。设输入是2PSK信号，经过平双律部件后，通过窄带滤波器取出2fc频率成分，经二分频率成分一一同步载波。如果二分频电路处理不当，“相位模糊”，即“反向工作”。对2DPSK则不存在相位模糊的问题。（2）平方环法为了改善平方变换的性能，使恢复的相干载波更为纯净，常常在非线性处理之后加入锁 相环。平方环法提取载波得到了广泛的应用。（3）同相一正交环法（科斯塔

8、斯环）科斯塔斯（Costas）环的原理图这种环路中，压控振荡器提供两路相互正交的载波，与输入信号分别在同相和正交两个鉴别相器中进行鉴相得V3、V4中的数字信号，经低通滤波器后得到v5、v6,再送到一个乘法器相乘，去掉 V5、V6中的数字信号，得到反映VCO与输入载波相位之差的误差控制信号V7。输入信号为：X（t）COSct同相与正交两鉴相器的本地参考信号分别为：Vi=COS（Wct+ 0 ）V2=sin（wct+ 0 ） 输入信号与V1、V2相乘后得：V3=X(t)C0S，ctCOS(，ct+ 0 )=V4=x(t)cos，ctsin( ，ct+ 0 )=x(t)cos 0 +cos(2 ，c

9、t+ 0 )1x(t)sin 0 +sin(2 ，ct+ 0 )2经低通滤波器后得:存1V5= 2 x(t) cost v 6= 1 x(t)sin v将V5、V6,送乘法器相乘后得:1 2V7 =V5V6 = 4 x (t) sin t cos1 x2(t)si n2r8-x2(t) - -x2(t)84这个电压环路滤波器以后控制VC0使它与-c同频，相位只差一个很小的 0。V1=COS（ ct R同步载波1 1V5=x（t）cos - x（t）解调器的输出。2 2科斯塔斯环的优点有两个：1. 科斯塔斯环工作在-'c频率上，比平方环工作频率低，且不用平方器件和分频器，当载波频率很高时

10、，工作频率较低的同相正交环路易于实现；2. 当环路正常锁定后，同相鉴相器的输出就是所需要解调的原数字序列。这种电路具有提取载波和相干解调的双重功能。3. 科斯塔斯环的缺点是电路较复杂以及存在着相位模糊的问题。对于2PSK或DSB信号可采用上述科斯塔斯环来恢复载波。对于多相PSK可采用相应的多相科斯塔斯环来提取载波。§ 8最佳接收要点：通信系统的统计模型、最佳接收机的原理和结构最佳接收机的性能分析最佳基带系统§ 8.1通信系统的统计模型图8.1数字通信的统计模型数字通信系统的统计模型如图 8.1所示。发送的消息对应于信源,（消息是信息的载体）,消 息的集合U就构成所谓的 消息

11、空间。（例如,由26个字母组成的英语消息空间）。消息要通信, 必须转化成适合于信道传输的信号（即通常意义下的编码与调制），并且它是一一对应的，那么 消息空间中的消息就一一映射到 信号空间X中的信号。在信号空间中，信号被设计成适合于信道传输的形式，对于带通型的信道，则信号应该是带通型的信号；对于基带型信道，信号应该是基带型信号。在某一个码元传输时间内，消息空间中发送的消息是随机产生的，因此对应于消息空间的传输信号也是随机的，但是由于信号空间中对应各消息的信号是确定的(如二进制2PSK信号空间中，两个信号分别是土 Acos2n心),经过信道后由于信道白噪声的加入,使接收信号在接收端变成了随机的信号

12、。例如 ，对于二进制调制信号的接收信号为：土 Acos2 n fct+ n(t)。假设接收时载波和时间是同步的，则在某个码元时间内，从接收机的角度看，接收机收到信号空间中某个经过噪声污染的信号，但是它并不知道当前码元时间内传送的是什么消息。 接收机的主要任务是确定一种判断方法，以接收到的信号为基础判断当前的发送信息是什 么？确定判决方法是容易也是多样的，但是什么样的判决方法是最佳的呢？这就是数字信号的最佳接收机试图解决的问题。此处最佳的含义一般指通信误码率最小。接收机根据接收信号 Y，判断X。它的工作一般可以分为(或者可以等效成)两部分，一部 分把接收的波形 y(t)处理后得到一个判决依据R,

13、叫“判决量”，另一部分进行判决。如图8-2所示。1. AWGI信道下接收信号的统计特性理想AWG信道下，假设发送端前后码元的发送是统计独立的，且接收端载波与定时同步， 则在任意码元时间间隔内，接收信号可以表示为y(t)=x(t)+ n(t)，其中n(t)是均值为0,双边功率谱密度为西的高斯白噪声，x( t )是发送信号经过信道后在接收端收到的信号分量,2x(t)'s1(t),s2(t)，SM(t)f,这里将集合X=S|(t),s>(t)sM(tf称为信号空间，设信号映射将信源符号U=：X1,X2Xm I一一映射至信号空间xs1(t),S2(t).SM(t) 1。图8.3理想AWG

14、N信道下数字接收分析的模型y(t"=x(ti)+ n(ti), 0_ti _Ts其中Ts是码元间隔。假设港督波器是理想的， nB(t)是窄带的高斯过程，其均值为 0、方 差为n°B,当B无限宽时，信道就是理想 AWGNI道。当no(t)进行抽样，抽样速率为 2B, 则各抽样点之间是互相独立的，均值为 0、方差为n0B的高斯随机变量。1在Ts时间内，抽样点数为N=Ts2B，抽样间隔为上=丄。2Bf(y(t。), y(ti)y(t N-1)| x( t 0) , x( t 1).x(t N-1)(y(tj 丸tj)2:卞心)=(ti)2noBi -0-Ne 0_N 41I&qu

15、ot;。2n° B=(一1)n01NT2(2n °B 二)当B很大时,y(tj-x(ti)2 .'tTs(y(t)_x(t)2dt1一1(y(t)_x(t)2dt所以，f(y(t)| x(t) = e n0(8-1)(2兀 n°B)§ 8.2最佳接收原理及其结构由前述可知，接收问题是一个后验判决的问题，数字通信中，判决输出的是有限集中的元素(与输入是有限集中的元素对应)，根据后验概率最大判决准进行判决能使系统的平均误码率最低。1. MAP准则(最大后验概率准则)最大后验概率(MAP)准则描述如下：如果 Rsm(t)| y(t) >F(si-

16、m(t), i =1,2M|y(t),则判决为 sm(t)”如果 RXjY) > P(X 壬 m,i =1,2 - M|Y),则判决为 X”即：判决输出为 X =argmaxR Xn| Y)。对于二进制数字通信系统来说，则变成：“ P (so(t)| y(t) )> P (S1(t)| y(t),判决为 so(t) ”。即：PMfgWt) > 1,则判决为° P(x(t) y(t)|y(t)吩讪)*)v 1，则判决为1P(x(t) =s°(t)|y(t)2.最大似然准则(ML准则)根据Bayes准则，后验概率与先验概率的有如下关系:RX|Y)= P(Y|X

17、)P(X)P(X)因此，使P (um Y)最大，就是使 P(Xn|Y)= P(丫1 Xm)P(Xm)最大,P(Y)即P(Y|Xm)P(Xm) > P(Y|X5)P(Xi)P(Y)P(Y)所以，最大后验概率准则变成“ P(Y| Xn)P(Xn) > P(Y|XdP(X 式 d，判决为 Xn”实现上述最大后验概率准则的充分条件为：“ f (y| XP( Xm) > f(y| -jn)P(Xi)，判决为 u m”(8-3)即符合最大似然准则的判决一定能满足最大后验概率准则.其中，f (y|Xn)称为信号Xn的似然函数，对于二元通信，上述准则变成“f(Y|Xo)P(X) >f

18、(Y |Xi)P(Xi)，判决为 0;反之，判决为“ 1 ”(8-4 )采用最大后验概率准则需要已知后验概率分布，计算起来比较不方便，ML准则直接利用信道的转移概率，分析起来会方便些，并且满足ML准则一定满足最大后验概率准则。以下采用ML准则作为我们的分析基础。3. 最大似然准则下的最佳接收机1) 相关接收机 下面先从二元数字通信入手，最终推广到M进制情况. 假设发送端，消息空间U的取值只有两种可能(即0、1)，经过调制后将0、1对应成信号空 间中的两个信号xo(t), xi(t),经过信道后，在某个码元间隔时间内，接收到的信号y(t)=Xi(t)+ n(t) 根据最大似然准则式8-4,判决的

19、规则应该如下：“f (y| Xo )P(X0)>f( y|X 1)P(X 1),判决为 0;反之，判决为“ 1”由将式(8-1)带入上述判决规则，得丄 护山o(t)2dt1 r°°f(y|x°)_-©応汕知)4(2心皿> p(xj判为°；f(y|xj _ 三申丫曲)ep(Xo)， 为了便于计算，将上式两边取对数，化简后得到，Ts1 Ts0 y(t)x°(t)dt - ？ 0 X0(t)dtTs1Ts2匹In P(Xo) >2n°ln P(XJ，判为0；反之判为1。2假设发送0、1等概念时，可以得到如下的判决

20、规则：1E1时，判决为021E1时，判决为1.2Ts10 y(t)x°(t)dtTs10 y(t)x°(t)dtTs2Ts0 y(t)x,(t)dtTs0 y(t)x,(t)dtTs2=0 X1(t) dt这里，E0 = 0 X0(t) dt,E1因此,根据这种规则构造的接收机具有最佳性能，这种结构的接收机构造如图8.4 示:0 y(t)X1(t)dt -2 0 X1(t) dt图8.4二元最佳接收机结构1二元相关最佳接收机形式也可以如下图8.5 所示:fJU掘图8.5二元最佳接收机的结构2同理,M进制的相关最佳接收机的结构如下图 8.6:图8.6M进制最佳接收机结构例1、

21、双极性二元码(NRZ)假设二进制信息0、1对应的信号波形如下，且假设0、1等概出现,+l |t|v Ts,发 12Ts八x(t) =-1|t|v 5，发 00 |t> Ts2问如何构造对上述信号进行最佳接收的接收机？解：因为0、1等概，且盼Ej/dt讥Ts/2.2 _-所以，最佳接收机应满足TsTs0 y(t)x°(t)dt > ° y(t)xdt)dt,判为即一2 y(t)dt > 0,判为 0所以，最佳接收机的结构可以构造如下2) 匹配滤波器最佳接收机还可以有另外的一种结构，即匹配滤波器。通信系统的误码率与输出的信噪比有关，接收端输出信噪比越大，则系统

22、的误码率较小。因此，如果在每次判决前，输出的信噪比 都是最大的，则该系统一定是误码率最小的系统。接收机通过匹配滤波器使在抽样时刻输遵从这种考虑原则，可以得到匹配滤波器的概念 出信噪比最大.s(t)=x(t)+ n(t),且假设噪声n(t)是白噪声，其功匹配滤波器原理 假设线性滤波器的输入端是信号与噪声的叠加率谱密度Pn(f)=，信号的频谱为X(f)。210达到最大。H(f ),系统冲击响应h(t),则输出信号问题:设计一个滤波器使输出端的信噪比在某时刻假设该滤波器的系统响应函数为y(t)=so(t)+ no(t)其中，so(t)= .：x( )h(t- )d ,S0(f) =X(f)H(f)S

23、0(t)= ：' X(f )H(f)ej2ftdfa在to时刻，信号的功率为|S0(tb)|2输出噪声的功率谱密度 Pn0 ( f ) = No | H ( f ) |20 2-No2输出噪声平均功率为 Pn=0 | H (f) I2 df.2所以，to时刻输出的信噪比为：2r =|So(to)|0Pn| X(f)H(f)ej2“df |2°o No2扌 |H(f)|2df(8-6)根据Schwarts不等式，2 J2：二2| _X(f)Y(f)df |,X(f)fdf ._Y(f)| df可以得到(8-7)JX(f)NfNo2EsNo(8-8)当H(f)=KXf)*e2曲时

24、等式成立因此，如果设计一个滤波器，它的系统响应函数为 H(f)=KX(f)*e "加0时，滤波器输出信噪比最大。*匹配滤波器结构匹配滤波器的冲激响应h(t )为42加0H (f)=KX(f)*e 0(8-9)两边取傅立叶反变换，得到h(t)=Kx(to-t)*(8-10)如果输入信号x(t)是实信号，贝U h(t)=Kx(to-t)把以上的结论用在数字通信上。假设符号的传输速率-,则在接收端同样地需要每隔Ts时间进行一次判决，且希望在每Ts时刻的输出信噪比最大，将上述的to用Ts带入，得到匹配 滤波器如下:h(t)= Kx(Ts-t).*匹配滤波器与相关接收机的关系由匹配滤波器的冲激

25、响应函数h(t)=Kx(Ts-t),当接收端输入为s(t)=x1(t)+ n(t)时，在相对于X1(t)的匹配滤波器端输出信号 r(t)= .：s( )h(t- )d = ：sx1( )心建讥 )dTsTs=K 0 %( )Xi(£ T _Ts)d I Kni(. )xt - Ts x)d.当t=Ts时，得到TsTsr(Ts)=K 0K o ri f )x1( )d .Ts=K 0 s(t)Xi(t)dt(相关接收机形式)可以看出，在t=Ts的取样点上，匹配器与相关接收机的结果是等价的。因此，匹配滤波器形式的最佳接收机结构如下图：图8.7匹配滤波器形式的最佳接收机结构由上分析可见，匹

26、配滤波器形式的最佳接收机与相关形式的最佳接收机其性能一样。3) 正交展开的相关接收机由于数字调制信号是有限集信号，因此数字信号可以展开成正交函数的线性和形式，即Nsm(t)=二 Smk fk (t),k将上式带入AWGN信道下的最大似然准则(式8- 4),并用式8 -1得到Ts2Ts2(y(t)sm(t) dt noir P(Xm) £(y(t) s 和(t) dt r°l r P(Xi 和)N将 y(t)= ' ykfk(t),其中k=1(8-11)Tsyk= .0 y(t)fk(t)dt带入式8-11中的积分式，得到Ts2Ts2TsTs20 (y(t) -sm(

27、t) dt = 0 y(t) dt - 2 o y(t)sm(t)dt o Sm(t) dtTt Nt N NT sT sT s=0 y(t) dt-20、Smkfk(t)y(t)dt o 二二 Smksmifk(t)fi(t)dtk =1k=1 l=1NNN= y k - 2._ smkyk smkk=1k dkN(8-12)八(yk -)2k =1所以，最大似然准则变成NN22v (yk-Smk) -no In P(Xm)(yk -Sk) -n°ln P(XJ，判为 Xm,片mk 4k 4(8-13)举例说明该判决准则是判决调制星座图(正交展开的二维信号)的方法，如果定义欧式距离

28、为信号之间的距离的话，即Ts22d = 0 (y(t) - Sm(t) dt =(yk-Smk)，则判决准则实际可kJ以理解成：“距离接收信号欧式距离最近的星座点即为最佳判决输出。 信号的星座图及其判决区域等 ”女口 QPSK、16QAM*最佳接收机的正交展开形式由上可以得到正交展开形式的最佳接收机，如下图.*y(t)正交展开后的统计特性图8.8正交展开形式的最佳接收机NNNy(t)=Sm(t)+ n(t)八 Smkfk(t) 、nkfk(t) - n(t) -、nk fk(t)k =1k=1k=1N八 ykfk(t) o(t)k £(8-14)Ts这里,yk=smk+nk, nk=

29、n(t) fk(t)dt。可以证明，nk之间是互相独立的随机变量，且均9N值为0，方差为n°/2。由于o(t)=n(t)'二nk fk(t)与yk是不相关的，即从o(t)中是不知km道任何关于Sm(t )的信息的，因此忽略它对判决的结杲没有影响。即Eo(t)yk=EsmkO(t)+ Enko(t)= Enko(t)0NEn(t)n( )fk( )d 八 E(nnQfj(t)i d=fk(t) -号 fk(t)=02 2所以，(yk mk)f(yk|smk)=e 2&，坊2 =E n/"§ &3接收机的性能分析(8-15)(8-16)1、QP

30、SK信号的系统性能分析(2001年考研题)。2、 MASK信号的系统性能分析(有时间的话)。3、带码间干扰的系统的计算。§ 8.4最佳基带系统最佳基带系统的设计原则：保证系统是抽样点无码间干扰的系统。保证收发匹配。1、理想信道下的最佳基带系统什么是理想信道？理想信道就是对信号衰减为1，噪声为加性高斯白噪的信道模型。最佳基带传输系统传递函数H(f )= Gt ( f )C( f ) G r ( f )要满足无码间干扰条件，又要符合最佳接收机形式。因为是理想信道，信道的传递函数是常数，所以H(f)=GMf)GR(f)要满足奈奎斯特无码间串 扰条件。如果我们令接收滤波器 GR(f)=GHf

31、)*e 4fT，则接收机与发射机形成匹配形式，可以保证 判决时信噪比最大。因此综合以上结果，设计最佳基带系统应按2步设计；(1)、根据频谱的要求设计无码间干扰系统的传递函数H (f)、令 Gt(f)= . H(f) ,GR(f)二H(f)fT举例1，假设某二元通信系统的信息速率为1200bits/s，采用基带传输，已知信道的带宽为1200H乙请设计最佳通信方式，并画出系统框图和必要的设计参数。解：为了适应信道的带宽要求，必须设计在900Hz带宽内无码间干扰的传输系统，根据无码间干扰的原则，我们可以得到整个系统的传递函数应为a = 1的升余函数。因此H (f)=1 cos： /Ts2GT(f )

32、 = . H(f) , GR(f )= . H (f )ej2fr例题分析：最佳基带系统的性能分析(99年考研题10题)2、非理想信道下的最佳基带系统非理想信道下的最佳基带系统设计与理想信道下一样，只不过由于信道非理想， 通常在设计无码间干扰传递函数前， 先对信道进行理想化， 这在实际系统中一般 用均衡技术 解决。然后 按照理想信道的最佳基带传输系统进行设计。§ 9信道编码与差错控制要点：1、掌握差错控制编码的基本概念(码距、最小码距、编码率、纠错能力、检错能力、随机 差错、突发差错)2、 掌握基本的差错控制编码原理，(纠检错能力与最小码距的关系)，差错控制方式(FEC、 ARQ、混

33、合)3、简单差错控制编码(奇偶校验、行列奇偶校验，纠借码+交织)4、线性分组码(汉明码的最小码距、设计、生成矩阵、监督矩阵概念)5、循环码（生成多项式、生成矩阵、监督矩阵、编码器）*6、 卷积码（结构、格状图、树图、网格图、编码、译码）7、信道编码的译码方法：最大似然序列译码、最短汉明距译码§ 9.1信道差错及其控制方法应用信道编码能有效地减少信道译码差错，相应地如果要求一定的传输质量，信道编码的应用还允许减少发射功率。信道编码的主要原理是在传输信息的同时加入信息冗余（与信源编码正好相反），通过信息冗余来达到信道差错控制的目的。当接收机利用该冗余信息来译码时，此时不需要反馈信道， 这

34、种方式就称为 前向纠错译码；当接收机利用该冗余信息对传 输信息进行差错检验并将检验结果反馈，发送端根据反馈结果决定是否重发信息时，这种方式就称为自动重复要求（ARQ ）。信道编码一般可以分成两大类，即分组码和卷积码。分组码是基于严格的代数理论建立的一种有效的信道编码； 分组码编码是将输入信息分成不同的组，对各组信息分别独立编码，加入冗余信息，因此分组码传输时，组与组之间是独立的，其译码也是分组独立译码。卷积码编码是将输入信息与一固定结构的编码器进行卷积，卷积的输出作为传输信息由于卷积码的关系，卷积码的输出信息是前后关联的，因此译码时，卷积码一般采用序列译码的方式。1差错控制的目的及其需要性由于

35、信道传输不可避免的噪声及其他影响，通过在发送端提供信息冗余来提供信息的检 验和差错控制，使通信系统达到高的可靠性，就是差错控制编码的基本任务差错控制编码的基本思路：在发送端将被传输的信息附上一些 监督码元,这些多余的码元 与信息码元之间以某种确定的规则相互关联（约束）。接收端按照既定的规则校验信息码元与监督码元之间的关系，一旦传输发生差错，则信息码元与监督码元的关系就受到破坏，从而接收端可以发现错误乃至纠正错误。2、信道差错的模式随机差错差错的出现是随机的， 一般而言差错出现的位置是随机分布的。这种情况一般是由信道的加性随机噪声引起的。一般将这种信道称为随机信道。*突发差错差错的出现是一连串出

36、现的。这种情况如移动通信中信号在某一段时间内发生衰落，造成一串差错；光盘上的一条划痕等等。这样的信道称为突发信道。*混合差错既有突发错误又有随机差错的情况。这种信道称之为混合信道。3、差错控制的基本方法*检错重发（ARQ ）检错重发：在接收端根据编码规则进行检查，如果发现规则被破坏，则通过反向信道要求发送端重新发送，直到接收端检查无误为止。ARQ系统具有各种不同的重发机制：如可以停发等候重发、X.25协议的滑动窗口选择重发等。ARQ系统需要反馈信道、效率较低，但是能达到很好的性能*前向纠错前向纠错（FEC）:发送端发送能力纠正错误的编码，在接收端根据接收到的码和编码规则 能自动上下纠正传输中的

37、错误。不需要反馈信道，实时性好，但是随着纠错能力的提高，编译码设备复杂。*混合方式结合前向纠错和 ARQ的系统，在纠错能力范围内，自动纠正错误，超出纠错范围则要求发送端 重新发送。它是一种折中的方案。§ 9.2信道编码的基本知识及码的纠检错能力例1,假设发送信息0、1 （等概），采用2PSK方式，最佳接收的系统误比特率为Pe= -erf -Es ，现在假设Pe=10-3（即平均接收1000个中错一个）.2协。如果将信息0编码成00,信息1编码成11,还是采用刚才的系统，则在接收端：如果发送00,收到01、10,我们知道发生了差错，要求发送端重新传输，直到传送正确为止，因此只有当收到1

38、1时，我们才错误地认为当前发送的是1。因此在这种情况下发生1 2译码错误概率是 -P2e :2同理，如果发送的是11,只有收到00时才可能发生错误译码，因此在这种情况下发生1 2译码错误的概率是2P2e。2所以采用00、11编码并采用ARQ方式的系统误比特率为 P2e一、纠错编码的分类1、分组码（n, k）分组码将k个比特编成n个比特一组的码字（码组）（Code words）,通常将分组码表示 为（n, k）形式，因此 输入有2k种组合,输出码字具有2n种组合（n> k） ,（n, k）编码器实 际上是从输入码字空间到输出码字空间的一种一一放射，输出实际上是在输出码字空间中挑出的2k个许

39、用码字。2、卷积码（n, k, N）卷积码是另外一种编码方法， 它也是将k个信息比特编成 n个比特，但k和n通常很小， 特别适合以串行形式进行传输，时延小。与分组码不同，卷积码编码后的 n个码元不仅与当前段的k个信息有关，还与前面的N-1段信息有关，编码过程中互相关联的码元个数为nN。二、纠错编码的基本原理设I为输入码字空间，C为输出码字空间，（n, k）编码规则f; ItC为一一映射。若I 空间中的码字用 匸山川“I°）k元组表示，C空间中的码字用 C=（Cn-1 Cn-25）n元组表示，Cicr C,cik表示码字Ci第k个比特的值。定义1、码字间的汉明距ndj= ' （

40、qk二cjk）,二表示比比特异或。k 3码字间的汉明距即为两个码字间不相同的比特数。例如，码字（1100111）与码字（1011001）之间的汉明距为 5。定义2、码字的码重w 码字中的比特1的个数。例如,码字（1100111）的码重为5。定义3、最小码距dmindmin 二 c恻叮dij :7码空间中任意两个码字间最小的汉明距。即最小码距与码的纠错、检错性能之间的关系：* 为了检测e个错误，要求最小码距为dm - e 1设码字C发生的差错为dmin,则当e_dmin时，C可为其他的可用码字，导致不能检测出差错的发生。因此，为了检测 e个错误，要求最小码距 dmin _ e 1。为了纠正t个错

41、误,要求最小码距dmin -2t 1设所有码字均具有纠正t个错误的能力，设码字C发生差错为t,为了不使差错后的码字落 入其他码字的纠错能力范围，因此要求码字C与其他码字的距离至少为2t+1，即dmin -2t 1。*为了纠正t个错误，同时检测 e个错误，要求最小码距dmm - t e 1 (e> t)当码字C要求能同时纠正t个错误，同时还能检测e个错误，那么若码字 C发生e个差错,则它不能落在另外码字的纠错能力t内，因此要求dmin _e，t 1.§ 9.3简单的信道编码1、奇偶校验码这是一种最简单的检错码，在计算机数据传输中得到广泛应用。假设奇偶监督码的码字表示为(an-1,

42、 an-2,ao),则偶校验码：an-1二an-2二ao=0(即偶数个1)奇校验码：an<二anq二.a0(即奇数个1)可见这种码的最小码距为2,只能检1个错。2、二维奇偶校验码为了提高奇偶校验码对突发错误的检测能力，可以考虑用二维奇偶校验码。将若干奇偶校验码排成苦干行，然后对每列进行奇偶校验，放在最后一行。111a n丄anta 0222anan.a 0mmmC nC n N .C 03、交织码突发信道造成突发差错，突发差错的特点是差错集中，要求编码的纠错能力强，而一般 的纠错编码对随机差错的纠错能力强。解决这个矛盾的基本方法是采用纠错编码加交织编码的方法。对信息进行纠错编码后，再进行

43、一次交织编码。交织编码将待传输的信息比特组成块，在传 输时按照列顺序进行传输，在接收端又按照行的顺序检验是否差错。由于突发错误是成串发生的，经过这样的传输后错误被分散了。在移动通信中，由于信道的衰落经常造成突发错误因此经常在进入信道传输前，先将输入的信息比特交织，将突发错误尽可能分散成随机错误 然后用其它编码方式来纠正随机的错误。护幻I I靳Jl>§ 9.4线性分组码-、线性分组码的概念及性质若码字A C, A=（ai, a2，.an），ai - GF,满足线性条件:(9-1)(i=l, 2，K)则称该（n，K）码为线性分组码hn_K,1hn_k，2这里hj GF (2),其中

44、称 hln"h2nhn _K,n为校验矩阵（监督矩阵）。这里H矩阵的各行是线性不相关的。从上可以知道，（n, K）码构成线性n维空间的K维子空间。线性分组码的线性条件可以写成矩阵式，即：AHT=0（9-2）若A1, A2是（n, K）线性码中的码字，则A1+A2也是线性码（n, K）中的码字，即满足线性性。线性分组码具有如下两个性质：1、 线性性（包含全零码字，封闭性）。2、最小码距等于除全零码外的码字的最小码重。例1、(7 4)汉明码的校验矩阵为输出码满足1110 10H= 011101110 10 00，则(7，4)汉明码的1'印 + a? + a3 + a5 = 0*

45、a?七3 +a4 七6 =0+ a? + 84+ a = 0I a5 = a1 a? a3 t = a§ = a? * a a4a? = a1 + a? + a4aht=o,即卩右输入信息为 U= (a1, a?, a3, a4),编码输出为-10001011C=U «G = a1 a? a3 a4】010011100101100001011 一H=P I,则生成矩阵为G=lPT。所有的线性分这里称G为(7，4)码的生成矩阵。 从上例可以看到，若校验矩阵具有形式组可以通过生成矩阵 G来表示编码器结构、线性分组译的译码当信道传输出现差错后，则接收到的码字A/ =A+E，接收端

46、通过校验矩阵进行校验运算，即A / Ht=S, S称为校验子，S=EHT只与差错向量E有关，因此可以通过校验子 S 的值来检验传输是否出现差错或对差错进行纠正。三、汉明码及其设计汉明码是一类能纠正一个传输错误的线性分组码，若校验子的列数为n-k,则校验子可以对应错误向量E的2n-k种情况，错误向量E中为1的位置表示传输出现差错当校验子的不同值分别对应只有一个位置出错情况时，所得到的线性分组码为汉明码，若汉明码长为n,信息位数为k,则监督位数r=n-k。因此汉明码(n, k )满足关系n=2n-k-1,能纠正1个传输错误， 其最小码距为3。(n, k)汉明码的监督矩阵的n列正好是n-k个比特的组

47、合(全零除外)。例2, (15, 11)汉明码的监督矩阵为-1111111000010001111100011100100H=110011011010010101010110110001 一其中各列正好是4比特除全零外的全部组合。例3、(7, 4)汉明码的设计如果取k=4,则可以确定n > =7。因此，可以用 3个校验子来确定传输的 7个位置是否出错。假设传输时的码字为 但6 a5 a4 a3 a? a1 a°),如果S1S2S3与错码的位置对应如下：S1S2S3错码位置S1S2S3错误位置001ao101a4010a1110a5100a?111a6011a3000无错根据上述

48、的真值表，我们可以得到如下的关系:51 = a2+a4+a5+a652 = ai+a3+a5+ a653 = ao+a3+a4+ a6在发送端编码时，信息位 a3,a4,a5,a6的取值取决于输入的信息比特，因此它闪是随机变化的监督位a2,ai,ao应根据信息位的取值督关系来确定，即监督位位应该使上式三式的的取值为 0, 我们可以得到：a2=a4+ a5+a6 ai=a3+ a5+a6ao=a3+ a4+a6因此，给出信息位a6a5a433后，根据上式可以算出监督位a2aiao，从而得到(7, 4)的所有码组。a6a5a4a3a2a1a0a6a5a4a3a2a1a000000001000111

49、00010111001100001010110100100011110101100101001101100001010110111010100110011111010001110001111111上述关系可以写成如下矩阵的形式:a61110 1110 10$0110a5a4a3a2a!_a°_010:0J即 HAT=0010 , A= 68534 03 32 318011110 10其中 H= 110 10 110 110 0例：上例中(7, 4)码，若接收端收到码字为A=(1010110) , S=HA' T=(100),可以查表得到错误图样是a2位置错，即e=000010

50、0,所以纠错后的码字为1010010,译码输出为1010。四、生成矩阵G与监督矩阵H的关系A=M G,且 HAT = 0 所以，H 43T M丁=0= H QT=0 G HT=0对于任何线性分组码而言,上述关系总是存在的，即G*HT=0。我们再来看，在上述的例子中，_11 1 01H= P(n±)dn 其中 P = 1101.1 0 1 1 一1 1 1rr T110 TG= lkQkx(n Js) l=P其中 Q= 1 0 1 =PP 1 1 一实际上，上述关系可以通过关系ght=o来求得。-p 1HkQ】| T= pt+q=o，所以 Q = pt。五、系统码与非系统码假设信息位为

51、 anan2.an jJ，如果编码后的码组为如下形式：bnan 2.an丄an丄J.ao 1,其中an-k-1ao是监督位，则称这种码为系统码。即系统码经过编码后的码组中前k个就是信息位，后 n-k是监督位。如果不存在上述关系，则称为非系统码。由以上定义可以看到，我们刚才讨论的(7,4)码是系统码。只有系统码才有关系Q = PT。系统码和非系统码都有性质：GHT=o§ 9.5循环码循环码是一类特殊的线性分组码，它的特点是具有循环性，即任何许用码字的循环 移位仍然是一个许用码字。循环码具有特殊的代数性质，这些性质有助于按照要求的纠错能力系统地构造这类码，并且简化译码算法。循环码还有易于

52、实现的特点，很容易用带反馈的移位寄存器实现其硬件。因此，循环码在计算机系统和通信中得到广泛的应用。一、循环码的结构为了用代数理论的方法研究循环码的特性，经常将循环码表示成码多项式的形式： 定义：码字C= ( Cn-1，Cn-2,)的码多项式如下：/ 、n-1n-2“ 小、c(x)= Cn-1 x +Cn-2X + . + C1X+C0(0-3)其中，x,CiGF(2)码字 C= ( Cn-1,Cn-2,C)的循环移位 i 计为 C ( Cn-i-1,Cn-i-2,0,Cn-1, '' Cn-i) ， c"(X)=Cn-i-1Xn 勺 + C0x+ Cn-I(0-4)可以证明 ci(x)=xc(x)mod(xn+1)证明：xc(x)= Cn-1+ + Cn-2Xn-1 + + C0Xn-1,/ n 八=Cn-2X + + C0X+Cn-1 + Cn-1(X -1)由于在GF (2)中，减法即为加法，因此命题得证。可以推论得到 ci(x)=xic(x)mod(xn+1)根据代数理论，还可以证明如下结论：定理一、GF (2) 上的循环码(n, k)具有唯一的生成多项式g(x)，且g(x)为该循环码中最低幕次的码字多项式，循环码中