第六章有噪信道编码定理
信息论第6章 有噪信道编码

2
6.1噪声信道的编码问1错误概率与译码规则
8
6.1.2译码规则
S个输出符号中的每一个都可以译成r个输入符号中的任何一个。
9
10
11
(X-X*)表示译码规则 之外对应的X
p( y j )
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17
一般来说,后验概率是难以确定的,所有应用起来很不方便,这时引入极大似然译码规则
41
00-
01-
10-
11-
42
43
44
可见,汉明距离用来定量描述符号序列之间的“相似”程度, D越大,码字间相似性越小,反之,D越小,码字间相似性越大。
45
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50
编码 选用M个消息所对应的码字间最 小距离dmin尽可能大的编码方法; 译码采用将接收序列bj译成与之距离 最近的那个码字ai的译码规则;
35
6.2.2消息符号个数
36
37
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39
6.2.3(5,2)线性码
Ɩ(5,2)线性码:码长为5,码字的前2个码元是信息位,后3个码元是校验位。 一般来说,如果码长是N,信息位数目为K,那么校验位为(N-K)位, 这种码称为(N,K)分组码。
40
则四个消息分别为00,01,10, 11
51
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56
关于香农第二定理的说明:
说明1:从上述定理可知,任何信道的信道容量 是一个明确的分界点,当取分界点以下的信息 传输率时,PE以指数趋于零;当取分界点以上 的信息传输率时、PE以指数趋于1。因此,在任 何信道中信道容量是可达的、最大的可靠信息 传输率。 说明2:香农第二定理只是一个存在定理,它只 说明错误概率趋于零的好码是存在的,但没有 给出令人满意的构码方法
信息论基础第6章有噪信道编码定理[103页]
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6.5.2 线性分组码的译码
在二元域中,少 1 个方程导致 2 个解,少 2 个方程导致 22 个解,
以此类推,少 k 个方程导致 2k 个解,即每个伴随式对应的错误图样
有 2k 个解。究竟取哪一个作为错误图样的解呢?根据最小汉明距离
译码规则,应该取重量最小者作为 E 的估值。但是如果每接收一个码 字就要解一次线性方程,太麻烦。当 n-k 不大时,通常预先把不同 S 下的方程组解出来,把各种情况下的最小汉明距离译码输出列成一个 码表,称为标准阵列译码表。在实时译码时就不必解方程组,而只要 查标准阵列译码表就可以了。
《信息论基础》
第6章 有噪信道编码
本章内容
6.1 错误概率
6.7 卷积码
6.2 有噪信道编码定理
6.8 交织码
6.3 联合信源信道编码定理 6.9 级联码
6.4 信道编码的基本概念
6.10 Turbo码
6.5 线性分组码
6.11 LDPC码
6.6 循环码
《信息论基础》
6.1 错误概率
6.1.1 错误概率和译码规则
信道编码的实质就是通过牺牲有效性来换取可靠性的提高。在信
息码元中加入监督码元的多少,可以通过冗余度 来衡量。例如,每
3 个信息码元中加入 1 个监督码元,这时冗余度 1/ 4 。信道编码的
任务就.4.1 信道编码的分类
①
按照信道特性和设计的码字类型进行划分,信道编码可
标准阵列译码表为一个 2nk 行 2k 列的码表,用来存放接收码字
R rn1,rn2 ,,r1,r0 可能的 2n 种组合。
构造标准阵列译码表,一般可以采用以下几个步骤: ① 根据最小汉明距离译码规则,确定各伴随式对应的差错图样。
有噪信道编码定理

有噪信道编码定理
噪声信道编码定理(Noise channel coding theorem)是通信理论中的一个重要定理,也被称为香农编码定理(Shannon's coding theorem)。
它说明了在有噪声的信道中,通过适当的编码和解码技术,可以实现任意小的误码率。
具体来说,噪声信道编码定理提供了用于传输信息的信道容量的上限,称为香农容量(Shannon capacity)。
香农容量表示了在给定的信道条件下,所能传输的最大有效数据速率。
根据该定理,如果某个编码方案的数据速率小于香农容量,则可以通过适当的编码和解码技术实现任意小的误码率。
噪声信道编码定理的核心思想是通过错误检测和纠正编码,将原始的输入符号转化为冗余的编码符号,这些编码符号可以对信道中的噪声进行纠正或者检测错误。
通过正确的编码和解码过程,接收端可以恢复出原始的输入符号,并降低误码率。
噪声信道编码定理的应用非常广泛,包括在无线通信、有线通信、光纤通信等各种通信系统中。
它为信道编码提供了理论指导,对于提高通信系统的可靠性和容量具有重要的意义。
信息论与编码[第六章有噪声道编码定理与纠错码]山东大学期末考试知识点复习
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第六章有噪声道编码定理与纠错码6.1.1 译码准则在有噪信道中传输消息是会发生错误的,而接收端引起错误的大小与选择的译码准则有关,也与信道编码所选码字有关。
3.最小距离译码准则(1)汉明距离码字αi和输出序列βj之间对应位置上不同码元的个数,记为D(αi,βj),称汉明距离。
对于二元信道(二元码)汉明距离为在二元对称信道中最小距离译码准则等于最大似然译码准则。
而在其他信道中,它们不一定相等。
6.1.2 平均错误概率最小错误概率译码准则使P E最小。
最大似然译码准则本身只与信道传递概率有关,不再依赖先验概率P(αi)(或P(a i)),但不一定能使P E最小。
最大似然译码准则只有在输入符号等概率分布时P E才达最小,此时他与最小错误概率译码准则是等价的。
6.1.3 费诺不等式6.1.4 信道编码的编、译基本原则主要讨论二元对称无记忆信道。
1.编码原则在n次扩展信道输入符号αi中选取M个码字组成一组码书C,应尽量使选取的M个码字中任意两不同码字的汉明距离尽可能地大。
2.译码原则采用最大似然译码准则,即当收到βj后,译成与之汉明距离为最近的那个码字α*。
遵照上述编、译码原则,可做到保持一定信道信息传输速率(码率)R,而使PE尽可能地小。
6.1.5 联合ε典型序列6.1.6 有噪信道编码定理及其逆定理1.定理及其逆定理有噪信道的信道容量为C,若信息传输率R<C,只要码长n足够长,必存在一种信道编码和相应的译码规则,使译码平均错误概率P E为任意小。
反之,若R>C则不存在以R传输信息而P E为任意小的码。
此定理可推广到有记忆信道、连续信道、波形信道中。
只是与研究信道容量一样,在连续情况下需对输入信源加入某些限制条件。
2.有噪信道编码与抗干扰能力有噪信道编码定理及其逆定理论证了,任何信道的信道容量是一个明确的分界点。
当R<C并接近C时,总能克服和消除信道中干扰和噪声引起的错误,达到可靠地传输信息。
有噪信道编码定理

错误译码的概率为:P(e | bj ) 1 P(ai | bj ) 1 PF (bj ) | bj
平均错误译码概率为:
PE EP(e | bj ) P(bj ) P(e | bj )
j 1 s
它表示经过译码后平均接收到一个符号所产生 的错误大小,也称平均错误概率。 只要设计译码规则 F (bj ) ai ,使条件错误译码概率
根据最大似然译码准则可选择码函数为 B F (b1) a1 第一列中 P(b1 | a1) 0.5 B : F (b 2) a 3 第二列中 P(b2 | ai ) 0.3(i 1,2,3) F (b3) a 2 第三列中 P(b3 | a 2) 0.5
PE 1 1 (0.2 0.3) (0.3 0.3) (0.2 0.4) 0.567 P ( b | a ) 3 Y , X a 3 1 1 (i ) (0.3 0.2) (0.2 0.3) (0.3 0.4) 0.567 P e 3 X 3
F(yj)=xi (i=1,2,…r; j=1,2,…s)
对于有r个输入,s个输出的信道来说,可以有rs个 不同的译码准则。
【例6.1】有一离散单符号信道,信道矩阵为
0 . 5 0. 3 0. 2 P 0 . 2 0 . 3 0 . 2 0 . 3 0. 3 0. 4
6.1
错误概率和译码规则
我们已经知道错误概率与信道统计特性有关 。信道的统计特性可由信道的传递矩阵来描述 。当确定了输入和输出对应关系后,也就确定 了信道矩阵中哪些是正确传递概率,哪些是错 误传递概率。例如在二元对称信道中,单个符 号的错误传递概率是p,正确传递的概率是 p 1 p
第六章有噪信道编码定理

一般P(bj)不等于0,最大后验概率可表示为:选择译 码函数:F (bj ) a* , a* A, bj B 使满足 1式
P(b j a ) P(a ) P(b j ai ) P(ai ), ai A ai a
* *
2018/11/1
理信学院 孙桂萍
*
12/17
最大似然译码准则
(0) (1) PE P(0) P P(1) P e e
1 1 1 1 1 2 3 2 3 3
可见,译错的可能性减少,译对的可能性增加了。
2018/11/1
理信学院 孙桂萍
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译码规则
数学定义:设离散单符号信道的输入符号集为 A={ai},i=1,2,…,r;输出符号集为B={bj}, j=1,2,…,s。制定译码规则就是设计一个函数 F(bj),它对于每一个输出符号bj确定一个唯一 的输入符号ai与其对应。
2018/11/1
理信学院 孙桂萍
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平均错误概率
平均错误概率PE应是条件错误概率对所有的Y求统 计平均。
PE P(b j ) P(e b j )
j 1
s
为了是PE尽可能的小,对于“=”右侧的每个求和项都是非负的, 所以应使得每个项尽量的小,而且译码规则只影响条件错误概 率,对P(bj)没有影响,所以应选取译码规则使得条件错误概率 尽量的小,那么也就是寻找条件正确概率尽量的大。
2018/11/1
理信学院 孙桂萍
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最大后验概率准则另一种描述
因为一般已知传递概率 P(bj ai ) 和输入符号的先验 概率 P(ai ) ,所以将 P(a* b j ) P(ai b j ), ai A ai a* 根据贝叶斯定律改写为:
第6章 有噪信道编码定理12

幻灯片1第6章有噪信道编码定理幻灯片2●在无噪无损信道上,只要对信源的输出进行适当的编码,总能以最大信息传输率C(信道容量)无差错地传输信息。
但一般信道中总存在噪声或干扰,信息传输会造成损失,那么在有噪信道中怎么能使消息通过传输后发生的错误最少?在有噪信道中无错误传输的可达的最大信息传输率是什么?●这就是本章所要研究的内容,即研究通信的可靠性问题。
这时香农在1948年的文章中提出并证明了的信道编码定理,也称香农第二定理。
幻灯片36.1 错误概率和译码规则●在有噪信道中传输消息时会发生错误的。
为了减少错误,提高可靠性,首先就要分析错误概率与哪些因素有关,有没有办法加以控制,能控制到什么程度等问题。
●错误概率与信道统计特性有关。
信道的统计特性可由信道的传递矩阵来描述。
当确定了输入和输出对应关系后,也就确定了信道矩阵中哪些是正确传递概率,哪些是错误传递概率。
●但通信过程一般并不是在信道输出端就结束了,还要经过译码过程(或判决过程)才到达消息的终端(收信者)。
因此译码过程和译码规则对系统的错误概率影响很大。
幻灯片4●错误概率既与信道的统计特性有关,也与译码的规则有关。
●定义译码规则:设离散单符号信道的输入符号集为A={ai},i=1,2,…,r;输出符号集为B= {bj},j=1,2,…,s。
制定译码规则就是设计一个函数F(bj),它对于每一个输出符号bj 确定一个唯一的输入符号ai 与其对应(单值函数)。
即● F(bj)= ai ( i=1,2,…,r ) ( j=1,2,…,s )幻灯片5● 译码规则的选择应该根据什么准则?一个很自然的准则当然就是要使平均错误概率为最小。
● 为了选择译码规则,首先必须计算平均错误概率。
●平均错误概率PE 表示经过译码后平均接收到一个符号所产生的错误大小。
应是条件错误概率P(e | bj)对Y 空间取平均值,e 表示除了F(bj)= ai 以外的所有输入符号的集合。
● PE =E[p(e| bj)]=● 收到符号bj 条件下译码的正确概率为● P[F(bj) | bj)]= P(ai | bj)● P(e | bj) =1- P(ai | bj) =1- P[F(bj) | bj)]()()∑=s1j jjb e p b p幻灯片6如何设计译码规则F(bj)= ai ,使PE 最小()()∑=s1j jjb e p b p● PE =E[p(e| bj)]=●由于上式PE 的表达式中右边是非负项之和,可以选择译码规则使每一项为最小,即得PE 最小。
第六章有噪信道编码定理

A的PE=0.600
Hale Waihona Puke >在输入不是等概率分布时,根据最大似然译码规则,仍 其 PE = 0 .50 可采用译码函数为B,计算其平均错误概率P’’E=0.6. 但采用最小错误概率译码准则, 它不是最小的. 比如 输入不是等概率分布时最大似然译码准则的平均 错误概率不是最小.
C : F (b2 ) ==0.567 B的PE a 3 F (b ) = a 3 3
例6.2(续6.1)
根据最大似然译码规则可选择译码函数为B. 因为在矩阵的第1列中P(b1|a1)=0.5最大;第3列中 P(b3|a2)=0.5最大;而在第2列中P(b2|ai)=0.3,所以 F(b2)任选a1,a2,a3都行. 在输入等概率分布时采用译码函数B可使信道平均错 译码函数为: 误概率最小. F (b ) = a
我们也可以在矩阵 P(ai )P(bj | ai )]中先对i求和,除去译码规则中 [ F(bj ) = ai*所对应的P(aibj )( j =1,..., r); 然后再对各行求和。
因 式 此 (6.12)也 以 可 写成 P =∑ E
X Y −a*对 的 j 应 b
∑
P(ai )P(bj | ai )
在此译码规则下,平均错误概率 PE=P(0)Pe(0)+P(1)Pe(1)=2/3 反之,若译码器根据这个特殊信道定出另一种译码规则,将 输出端接收符号“0”译成“1”,接收符号“1”译成“0”, 则译错的可能性就减少了,为1/3。而译对的可能性就增大了, 为2/3。
码的规则有关。
译码规则:
设离散单符号信道的输入符号集为A = {ai }, i = 1,2,..., r; 输出符号集为B = {b j }, j = 1,2,..., s。制定译码规则就是 设计一个函数F (b j ),,它对于每一个输出符号b j 确定 一个惟一的输入符号ai与其对应(单值函数),即 (i = 1,2,..., r ) F (b j ) = ai ( j = 1,2,..., s) (6.1)
信息论与编码(第三版) 第6章 信道编码理论

(2,1,2)卷积码编码器
定义6.3两个n重(x,y)之间对应码元取值不同的个数, 称为这两个重之间的汉明距离,记做d(x,y)
定义6.4 n重x非零码元的个数称为汉明重量,简称重 量,用w(x)表示
X:(10101) y:(00111)
w(x)=3 w(y)=3 d(x,y)=2
定义6.5 (n,k)分组码中,任意两个码字x、y之间的 汉明距离的最小值,称为该分组码的最小汉明距离, 简称为最小距离,用d0表示
6.3.1两种译码规则
最大概率译码(MAP) 错误译码的概率最小,也称最小错误概率译码
最大似然译码(MLD)
MAP的简化形式
单个符号传输情况(二元信道)
信道
输入X
0 1 pe
信道 输出Y
0
根据接收符号y来估计 发送符号x是0还是1
计算后验概率p(xi|y)
估值准则
x$ max P(xi | y)
结果是译码错误最 小,所以也称最小
d0
min {d(x,
x, y(n,k )
y)}
计算最小汉明距离方法1 将所有许用码字进行比较,记录每次比较的 汉明距离,最后取汉明距离的最小值即可
总的比较次数为 1 2 3 L 2k 1 (2k 1)2k
2
无论是否 线性分组
码
这种方法 都有效
特点:计算量很 大但是很简洁
❖ 例6.1 (3,2)码共有四个码字,分别为000,011,101, 110,显然d0 =2。 最小汉明距离d0是分组码的重要参数之一,表明 了该分组码抗干扰能力的大小,与码字的检错、 纠在错相能同力的有译关码,规则d0下越,大错,误码译的码抗的干概扰率能越力小越。强,
(4) 纠正t个随机错误, ρ个删除,则要求码的最小距离满足 d0 ≥ ρ +2t+1
信息论第6章

PE 108
当 n 很大时,平均错误概率很小,但同时带来一个新问题,信息传输率 大大减小。编码后的信息传输率(也称码率)表示为
log M (比特/码符号) R n
可见信息传输有效性和可靠性存在矛盾。能否找到一种编码方法,使得 平均错误概率 P E 充分小,而信息传输率 R 又可以保持在一定水平(甚至于达 到信道容量 C)?这就是有噪信道编码定理所回答的问题。
2 3 输,而信道每秒钟传送 25 个二元符号。已知信道矩阵 P 1 3
错误概率 P E 任意小?
1 3 , 2 3
是否存在一种编码方法,使得信源输出信息能通过该信道传输后,平均
有噪信道编码本章内容61错误概率62有噪信道编码定理63联合信源信道编码定理信息论基础61错误概率错误概率是指经过信道译码后信宿接收码元的平均错误概率即错误码元数与总码元数的比值又称为译码错误概率或误码率
《信息论基础》
第 6章
有噪信道编码
本章内容
6.1 错误概率
6.2 有噪信道编码定理 6.3 联合信源信道编码定理
或
Ct Rt
则总可以找到信源和信道编码方法,使得信源输出信息能通过该信 道传输后,平均错误概率 P E 任意小。
ch6-有噪信道编码编码

, r}, 输出符号
, s}, 如果对已每一个符号y j , 都有一个确 (i 1, , r,j 1, , s) . 9
定的函数F ( y j ), 使y j 对应于唯一的一个输入符号xi,称这样的 函数为译码规则,记为F ( y j ) xi
6.1.2 译码规则
译码规则 1: F (y1)=F(y2)=F(y3)=F (y4)=x1, F (y5)=F(y6)=F(y7)=F (y8)= x2. 译码规则 2: F (y1)=F (y2)=F (y3)=F (y4)= F (y5)=F (y6)= F(y7)=x1, F(y8)= x2.
信息对抗技术研究所
第6章 有噪信道编码
教师:李琼
哈尔滨工业大学
计算机科学与技术学院
主要内容
6.1 噪声信道的编码问题 6.2 错误概率与编码方法
6.3 有噪信道编码定理
6.4 错误概率的上界
2
信
源
信 源 编 码 器⊕Fra bibliotek保 密 编 码 器
信 道 编 码 器
调 制 器
信道
解 调 器
信 道 译 码 器
⊕
平均错误概率(设输入等概率分布):
(0) (1) pE p(Y 0) pE p(Y 1) pE 2/3
12
6.1.2 译码规则
译码函数2:F(0)=1,F(1)=0
y1 0 y2 1
1 3 P 2 x2 1 3
x1 0
2 3 1 3
信道 输出 0
注:对于同一有噪声信道,可以制定不同的译码函数
目标:在rs个译码规则中找到最理想的一个。 准则:使平均错误概率最小的
14
信息论有噪信道编码定理

信息论有噪信道编码定理
信息论中的噪声信道编码定理是一项基本定理,它表明在存在噪声的通信信道中,可以通过适当的编码方式来实现任意小的错误率。
具体而言,噪声信道编码定理指出,对于具有离散输入和输出的信道模型,存在一种编码模式,使得在传输信息时,可以通过增加冗余信息,使得接收端可以正确地恢复发送端的信息。
这种编码方式称为通道编码。
噪声信道编码定理主要包括两个方面的内容:
1. 容量定理:对于给定的噪声信道,存在一种编码方式,使得传输速率不超过信道的容量时,可以实现任意小的错误概率。
2. 可靠性定理:对于给定的噪声信道和错误概率要求,存在一种编码方式,使得传输速率足够接近信道的容量时,可以实现所需的错误概率。
噪声信道编码定理的重要性在于它给出了在有限带宽和有限功率条件下,如何通过适当的编码方式来克服通信信道中的噪声,并实现可靠的信息传输。
这一定理为现代通信系统的设计和优化提供了重要的理论依据。
信息论基础课件第6章有噪信道编码

0
0
p p
1 p
p 0.01
1
p p 1
01
0p p
[P]
1
p
p
F (0) 0 F (1) 1
PE
PE m in
1 r
s j 1
i*
p(b j
/
ai
)
1 2
(
p
p) 102
➢ 重复发送可以使PE减小 但是:信息传输率降低
传输消息:
重复码
0, 0 00
1 1 11
校验元
若传000, 收到误传为100,010,001中的任一 种, 则认为是传的000,实现了纠错。
6.1 信道编码的概念
第5章结论:在无噪无损信道上,只要对信源 的输出进行恰当的编码,总能以信道容量C 无差错地传输信息。
实际信道都有噪声干扰,本章研究香农第二 定理,即通信的可靠性问题。包括:
1.怎么使有噪信道中消息传输错误达到最少? 2.在有噪信道中无错误传输的可达的最大信息
传输率是什么?
信道编码概述
0.57
2 编码方法
• 上一节结论: 消息通过有噪信道传输时会发生错误 错误概率与译码规则有关
• 噪声干扰:破坏了信号的内部结构--产生畸变 而造成信息的损失。
• 提高信号抗噪声干扰能力:改造信号使其内部结 构具有更强的规律性或相关性,当信号的部分结 构被破坏时,仍能根据信号原有的内在规律和相 关性来发现甚至纠正错误,恢复原来的信息。
• 通信系统模型
消息集中 一个元素
信道波形 空间中的
一个点
失真后 的波形
恢复的 消息
信源 编码
信道 编码
信道
信道 译码
北工大信息论第六章 有噪信道编码14

0.8 0.2 [PY|X ] 0.1 0.9
转移矩阵各行元素乘以对应的输入概率,得联合概率矩阵
0.32 0.08 [PXY ] 0.06 0.54
译码规则F1对应的平均差错率为
s
Pe (F1) 1 P[F1(bj ), bj ] j 1 1 [P(a1b1) P(a1b2 )] 1 (0.32 0.08) 0.6
j 1
s
s
1 P(bj F (bj )) 1 P(bja*j )
j 1
j 1
Pe
P(aibj )
P(ai )P(bj | ai )
Y X a*
Y X a*
当输入等概:
上式可化为:
P[F(bj )] P a*j 1/ r
Pe
1 r
Y
P(bj | ai )
X a*
例6-1: 参见下图,假设P(a1)=0.4,分别求出4种译码规 则所对应的平均差错率。
最大后验概率条件可等价为最大联合概率条件,为什么呢?
P(a*j | bj ) P(ai | bj ) P(bj )P(a*j | bj ) P(bj )P(ai | bj ) P(a*jbj ) P(aibj )
则最佳译码规则又可表示为:
F:FP((ba*jjb)
j)
a*j A,bj P(aibj )
F1:FF( ( 11 bb12
) )
a1 a1
F3:FF( ( 33 bb21
) )
a1 a2
F2:FF( ( 22 bb12
) )
a2 a2
F4:FF( ( 44 bb12))
a2 a1
二.错误译码概率 “好”的译码规则的标准是:错误译码概率小
第6章_有噪信道编码定理-2005-9

则与M=8比较,错误率降低了,而信息率也降低了。
进一步观察M=4时,有70种选取方法,而选取方法不同, 错误率也不同。我们比较下面两种选取方法: 第一种: 000 第二种: 000 011 001 101 010 110 100
可以计算得第一种方法的错误率为 2*102
2 2.28*10 第二种方法的错误率为
掌握
汉明编码
取M=4,n=5,这4个码字按如下规则选取:R 设输入序列为:
ai (ai1 ai 2
ai 3 ai1 ai 2 ai 4 ai1 a a a i1 i2 i5
2 5
ai 3 ai 4
ai 5 )
满足方程:
若译码采取最大似然准则:
掌握
00000 00001 00010 00100 00000 01000 10000 10001 00011
掌握
② 译码规则的数目
0.5 0.3 0.2 例: P 0.2 0.3 0.5 0.3 0.3 0.4
可以设计译码准则A:F (b1 ) a1
F (b2 ) a2 F (b3 ) a3
和B: F (b1 ) a1 F (b2 ) a3 F (b3 ) a2
掌握
(4)最小错误概率准则
为使 P(e / b j ) 最小,就应选择 P(F (bj ) / bj ) 为最大,即选 * F ( b ) a 择译码函数 并使之满足条件: j
P(a* / bj ) P(ai / bj )
ai a*
收到一个符号以后译成具有最大 后验概率的那个输入符号。 这种译码准则称为“最大后验概率准则”或“最小错误 概率准则”。
第六章有噪声编码

p(xy)0.010.07 0.02
0.12 0.12 0.16
2021/8/4
(2)根据(yj) p(xiyj),算出
i
[(y)] = [0.38 0.34 0.28]
(3)再由
(xy p(xy) (y)
算出后验概率,用矩阵表示
0.25 0.380.15 0.340.10 0.28
2021/8/4
6.4 费诺引理及信道编码逆定理
6.4.1 费诺不等式
设信道输入符号X和输出符号Y取自同一符号集
A = {a1, a2, …, ak },则传输过程中的错误概率pe和信 道疑义度H (X︱Y )之间满足下列关系式:
H (X︱Y ) H2 (pe) + pe log (k-1) 上式就是著名的Fano不等式。
p e y x k xky i k xiy 1 xky(6-2)
通信总希望错误概率最小,由式(6-2)可看出错误概率
pe (xk ) 最小等同于后验概率(xk︱y)最大,这就是
最大后验概率译码准则。
根据概率关系式
(xy)
p(xy) (y)
(6-3)
根据式(6-3)后验概率(x︱y)最大的就意味 着p(x y)全概率最大,因此最大后验概率译码
第6章 有噪信道编码
第6章 有噪信道编码
内容提要 本章介绍了信道编码和译码的基本概 念,介绍了两种常用的译码准则:最大 后验概率译码准则和极大似然译码准则 ,还介绍了在这两种译码准则下错误概 率的计算方法。 本章还介绍了信道编码定理及信道编 码逆定理,以及信息论中的一个重要不 等式Fnao不等式。
3.平均错误概率
由(6-2)式是信道输出y二信道译码器估错的概率,
6第六章 有噪信道编码

X x1 , x2 , , xr
F ( y1 ) x1 / x2 / / xr
F ( y2 ) x1 / x2 / / xr
(i 1, 2, , r j 1, 2, , s)
Y y1 , y2 , , y s
信道
F ( ys ) x1 / x2 / / xr
H(X |Y )
X ,Y
1 p xy log p x | y 1 1 p xy log p xy log p x | y Y ,X* p x | y
X X * ,Y
H ( X | Y ) [ H ( PE ) PE log( r 1)]
设译码规则为
当输入符号是xi时,译码正确 当输入符号为除xi以 译码错误 外的(r-1)种符号时,
F ( y j ) xi
正确译码的概率:(条件正确概率)
p F ( y j ) | y j p ( xi | y j )
错误译码的概率:(条件错误概率)
p(e | y j ) 1 p(xi | y j ) 1 p[F( y j ) | y j ]
F ( y2 ) x2 F ( y3 ) x3 F ( y1 ) x1 F ( y2 ) x3 F ( y 3 ) x2
译码规则A
译码规则B
对于有r个输入符号,s个输出符号的信道,总共可以设计出 s 种译码规则,到底哪一种译码规则最好?依据什么标准来选择译 码规则?
r
11
6.2.3 错误概率
Y ,X* Y ,X*
1 p ( yj | xi ) p ( xi )
第六章有噪信道编码

p( 样,当信道输入符号集X的先验概率为等概时,根 这样,当信道输入符号集X的先验概率为等概时, 据最大后验概率译码准则, 据最大后验概率译码准则, p(x*)p(yj/x*)≥p(xi)p(yj/xi) (i=1,2,……n) 最大后验概率可以用最大信道转移概率来取代。 最大后验概率可以用最大信道转移概率来取代。
使用最大后验概率译码准则必须已知后验概率,一般 使用最大后验概率译码准则必须已知后验概率, 说来,后验概率很难确定, 说来,后验概率很难确定,但信道的统计特性描述总 是给出信道转移概率, 是给出信道转移概率,因此利用信道转移概率的译码 准则。 准则。 由概率中的贝叶斯定理可有: 由概率中的贝叶斯定理可有:
6.1.2译码准则 6.1.2译码准则
定义6.1.1 定义6.1.1 设信道 输入符号集X={x ,i=1,2,…,r}, 输入符号集X={xi,i=1,2, ,r}, 输符号集为Y={y ,j=1,2,…,s}, 输符号集为Y={yj,j=1,2, ,s}, 若对每一个输出符号y 若对每一个输出符号yj都有一个确定的函数 对应于惟一的一个输入符号x F(yj),使yj对应于惟一的一个输入符号xi,则 这样的函数为译码规则。 这样的函数为译码规则。 F(yj)=xi (i=1,2,…r; j=1,2,…s) 对于有r个输入, 个输出的信道来说, 对于有r个输入,s个输出的信道来说,可以 rs个不同的译码准则 个不同的译码准则。 有rs个不同的译码准则。
消息集中 一个元素
信道波形 空间中的 一个点
失真后 的波形
恢复的 消息
信信 编编
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*
j
)
求和:可先列后行或先行后列,也就是说对于联合概率 矩阵中可先求每列中除去 F ( b ) a 所对应的以外所有元 素,再对各列求和;也可以先对行i求和,除去译码规则 中 F ( b j ) a * 所对应的 P ( a i b j ) ,然后再对各行求和。
* j
2012-5-25
有噪信道编码定理
2012-5-25
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主要内容 错误概率和译码规则
最大后验概率准则 最大似然译码准则
错误概率与编码方法
最小距离译码准则
2012-5-25
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2/17
信道编码的目的
o 从信道编码的构造方法看,信道编码的基本思路 是根据一定的规律在待发送的信息码中加入一些 人为多余的码元,以保证传输过程可靠性。信道 编码的任务就是构造出以最小的冗余度代价换取 最大抗干扰性能的“好码”。
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最大后验概率准则
数学描述
选择译码函数:F ( b j ) a , a A , b j B
* *
并使之满足条件 P ( a * b j ) P ( a i b j ), a i A a i a *
文字描述
采用一个译码函数,它对于每一个输出符号均译成 具有最大后验概率的那个输入符号,则信道错误概 率能达到最小,这种译码规则称为最大后验概率准 则或最小错误概率准则。
收到的为bj ,译成ai,发送的是ai——正确
收到的为bj ,译成ai,发送的不是ai—错误 条件正确概率为: P ( F ( b ) b ) P ( a b ) j j i j 条件错误概率为:P ( e b
j
)
e 代表除了 a i 以外的所有输入符号集
合
P ( e b j ) 1 P ( F (b j ) b j ) 1 P ( a i b j )
PE =2*10-2
的那个传递概率对应的输入符号即为该列对应的输出要 译成的输入符号。 1 1 3 2 PE P ( j i ) [2 p pp * 6] 在此规则下求出P :
E
M
与发送单个符号相
Y C
3
*
2
比,平均错误概率
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3 10
4
减小了两个数量级
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1/3 0 2/3 输 2/3 入 1/3 1 二元对称信道
译码规则b:
0
收到“0”译成“1”;收到“1”译成“0”
输 在规则b确定的情况下,错误概率 出 为: 1
发送“0”,收到“1”,译成“0”——正 确的译码,译码正确的概率为2/3; 发送“0”,收到“0”,译成“1”——错 误的译码,译码错误的概率为1/3 在此译码规则下,平均错误概率——PE
2012-5-25
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码三:在这个二元三次扩展信道中,取 M=4再比较一下PE和R
R=2/3,与M=8比较都变小了。
取{000, 011,101,110}
PE =2*10-2,
从8个中取4个有70种方法,选两组比较一下
Ⅰ{000, 011,101,110}
Ⅱ{000, 001,010,100}
P
针对于这种信道,设计两种译码规则:
F ( b1 ) a1 A : F (b2 ) a 2 F ( b3 ) a 3
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F ( b1 ) a1 B : F (b2 ) a 3 F ( b3 ) a 2
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平均错误概率
译码规则的选取原则是使得平均错误概率尽可能小。 在确定了译码规则F(bj)后,若
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平均错误概率的计算
如果先验概率
PE
P ( a i ) 是等概率的 P ( a i ) 1 / r
,则PE为:
1 r
Y ,X a
P (b j a i )
*
1
r
X
Pe
(i )
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例题6.2
已知信道矩阵如下,根据最大似然译码选取译码规 则,并计算平均错误概率。若输入不等概,概率 分别为1/4,1/4,1/2,比较按照最大似然译码准 则和最大后验概率准则选取的译码规则的PE
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码一:重复编码
将待发送的消息码重复发送几遍,可以减小错误的发生, 提高可靠性。例如,重发三次,n=3 输入序列 (αi) 输出序列(βj) 000(许用码字) 000 001 001 每输 一出 010 010 位序 011 011 都列 100 100 可 能种 101 101 出可 110 110 错能 , 111 (许用码字) 111
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因为是对称信道,那么发送“1”,错译成“0”的概率也为 2/3。 在此译码规则下,平均错误概率——PE (0) (1 )
PE P ( 0 ) Pe 1 2 2 3 P (1) Pe 2 3 1 2 2 3
这里,假设输入端等概率分布。
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重复编码可以使平均错误概率减小的原因
重复编码三次时,α 1(000)对应的输出序列为
β1(000), β2 (001) , β3 (010) , β5 (100) ,
与α 1比较之后可发现,或是相同,或是发生了一位错 误,但是译码的结果都是正确的,降低了译错的可 能性,平均错误概率减小了。 若继续增大n,PE可逐渐减小,n可以无限增大吗?
j
1 P [ F ( b
Y
j
) b j ] P ( b j ) 1 P [ F ( b j ) b j ]P ( b j )
Y
P (a b
i X ,Y
) P[ F (b j )b j ]
Y *
P (aib j ) P (a b j )
Y
P (a b
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最大后验概率准则另一种描述
因为一般已知传递概率 P (b a ) 和输入符号的先验 概率 P ( a i ) ,所以将 P ( a * b j ) P ( a i b j ), a i A a i a *
j i
根据贝叶斯定律改写为:
P (b j a ) P ( a ) P (b j )
* *
P (b j a i ) P ( a i ) P (b j )
, ai A ai a , b j B
*
一般P(bj)不等于0,最大后验概率可表示为:选择译 码函数:F ( b j ) a * , a * A , b j B 使满足 1式
P ( b j a ) P ( a ) P ( b j a i ) P ( a i ), a i A a i a
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码二:将8个符号均作为许用码字传送
M=8,log M=3,R=log M / n=3/3=1
同样利用最大似然译码准则选取译码规则,并可 求得 PE =3*10-2 ,比10-2还大。 可发现,在二元信道的n次扩展信道中有2n个输入, 从中取出M个做许用码字,M大, PE大,R大; M小, PE小,R小。
错误概率不仅与信道的统计特性有关,还与接收端 的译码规则有关。
1/3 0 2/3 输 2/3 入 1/3 1 二元对称信道 0
译码规则a:
输 出 在规则a确定的情况下,错误概率
1
收到“0”译成“0”;收到“1”译成“1”
为:
发送“0”,收到“0”,译成“0”——正 确的译码,译码正确的概率为1/3; 发送“0”,收到“1”,译成“1”——错 误的译码,译码错误的概率为2/3
每一个输入符号可以对应于多个输出符号,也就是s 个输出符号中的每一个都可以译成r个输入符号中的 任何一个,所以共有r s种译码规则。
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译码规则举例
例6.1:有一离散单符号信道,信道矩阵为:
a1 a2 a3 b1 0 .5 0 .2 0 .3 b 2 b3 0 .3 0 .2 0 .3 0 .5 0 .3 0 .4
* *
文字描述
选择译码函数,收到bj后,译成信道矩阵P的第j列中最 大那个元素所对应的信源符号。
注意:最大似然译码准则对于先验概率等概率分布时
才可使得错误概率PE最小。
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平均错误概率的计算
PE
P (b
Y X ,Y
j
) P (e b j )
a1 a2 a3 b1 0 .5 0 .2 0 .3 b 2 b3 0 .3 0 .2 0 .3 0 .5 0 .3 0 .4
P
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费诺不等式
平均错误概率与译码规则有关,而译码规则又由 信道特性决定,由于错误的存在,所以当收到某 符号后对发送端仍存在不确定性。可见,PE与信 道疑义度有关:
H ( X / Y ) H ( PE ) PE log( r 1)
费诺不等式
2012-5-25