Главная > Разное > Принципы цифровой связи и кодирования
<< Предыдущий параграф
Следующий параграф >>
<< Предыдущий параграф Следующий параграф >>
Макеты страниц

3.8. Нижние границы при малых скоростях

Нам удалось избавиться от зазора между нижней и верхней асимптотическими границами при нулевой скорости, а также при всех скоростях выше Теперь займемся сужением зазора в области

Частично это достигается с помощью следующей теоремы.

Теорема 3.8.1 (Шеннон, Галлагер и Берлекэмп [1967]). Пусть две скорости, для которых вероятности ошибок лучших кодов размерности оцениваются неравенствами

где при показатель экспоненты границы сферической упаковки и -любая другая граница для показателя экспоненты, более точная при малых скоростях. Тогда для промежуточных скоростей вероятность ошибки лучшего кода размерности N оценивается снизу неравенством

Другими словами, если имеется точка на границе сферической упаковки и точка на любой другой нижней границе для показателя экспоненты, то отрезок прямой, соединяющий эти точки, служит асимптотической нижней границей для показателя экспоненты при всех промежуточных скоростях. Используя результаты двух последних параграфов, в качестве такой нижней границы можно взять отрезок прямой линии, проведенной из асимптотически точной границы при нулевой скорости, пересекающей границу сферической упаковки возможно ближе к Этого, конечно, можно добиться, проведя касательную к границе сферической упаковки из точки, соответствующей значению показателя экспоненты при нулевой скорости. В результате (см. рис. 3.10) для неограниченного по полосе АБГШ канала и для предельного случая каналов с очень большим шумом 2 получим асимптотически всюду точную границу; для других каналов с конечным нижняя граница достаточно близка верхней границе (с выбрасыванием).

Доказательство приведенной теоремы лучше всего начать с доказательства, двух ключевых лемм. В первой речь идет о декодировании списком — важном понятии, имеющем многочисленные применения. Допустим, что при декодировании кода из векторов размерности N мы довольствуемся на выходе списком из сообщений, соответствующих функциям правдоподобия с наибольшими значениями, и объявляем, что произошла ошибка только тогда, когда переданное сообщение не входит в указанный список. Тогда, естественно, вероятность ошибки при декодировании списком длины оказывается меньшей, чем для обычного декодирования, где выбор ограничен единственным сообщением. Нижняя граница, совпадающая по форме с границей сферической упаковки, справедлива, однако, и в этом случае.

Лемма 3.8.1. Для кода из векторов размерности N и при декодировании списком длины вероятность ошибки оценивается снизу неравенством

где

Доказательство (для симметричных по выходу каналов с двоичным входом и для АБГШ каналов). Будем рассуждать почти так же, как и в § 3.6, расширив решающие области так, что

Это соотношение определяет область в которой принадлежит наибольшим функциям правдоподобия. Каждая точка (пространства наблюдений) принадлежит, следовательно, в точности областям; в частности, если суть наибольших функций правдоподобия, то Переопределив таким образом видим, что неравенства (3.6.7), (3.6.8) и (3.6.29), а также функция задаваемая (3.6.9) и остались прежними. Однако значение изменилось, что влечет за собой изменения в неравенствах (3.6.12) и (3.6.32). Соотношение

вытекает из того, что суммирование по областям приводит к -кратному подсчету каждой точки пространства, поскольку каждый вектор у принадлежит в точности областям. Следовательно, неравенства (3.6.12) и (3.6.32) заменяются на

оставшаяся же часть вывода в точности совпадает с предыдущим. Для симметричного по выходу канала с двоичным входом это означает замену скорости (3.6 42) на

Рассуждая далее так же, как и раньше, получим неравенства и (3.6.46), в которых заменено на К, что совпадает с неравенствами Лемма доказана.

Во второй ключевой лемме обычное декодирование связывается с декодированием списком как с промежуточным этапом.

Лемма 3.8.2. Для любых размерностей произвольного объема кода и любой длины списка в канале без памяти справедливо

где - средняя вероятность ошибки декодирования списком длины для лучшего кода длины кодовыми словами, - обычная средняя вероятность ошибки лучшего кода длины кодовыми словами. Вероятности ошибок с двумя аргументами относятся к обычному декодированию, с тремя аргументами — к декодированию списком

1 Этот результат объясняется тем, что при передаче некоторого кодового вектора длины должна обязательно произойти ошибка, если функция

правдоподобия, вычисленная по первым символам для переданного вектора, меньше, чем для других кодовых векторов, и если хотя бы для одного из этих векторов функция правдоподобия, вычисленная по последним символам, больше, чем для переданного.

Доказательство. Каждый подлежащий передаче кодовый вектор размерности разделим на префикс

и суффикс

Аналогичным образом разделим принятый вектор у на Л-мерный префикс у и Л-мерный суффикс Общая вероятность ошибки обычного декодирования задается соотношениями (2.3.1) и (2.3.2):

Пусть для каждого префикса у область

определяет набор всех суффиксов, при которых полный вектор у принадлежит области декодирования. Мы можем тогда в силу отсутствия памяти канала записать (3 8.7) в виде

где - вероятность ошибки для сообщения при условии, что принят префикс у.

Обозначим через те значений сообщений), которые имеют наименьшие условные вероятности ошибки, при условии, что принят префикс у. Иначе говоря

для всех Следовательно, для всех

справедливо неравенство

Оно доказывается от противного. Предположим, что

Ограничим код сообщениями Решающие области могут только увеличиться по сравнению с первоначальным кодом, что дает

где в левой части неравенства стоит вероятность события, заключающегося в том, что произошла ошибка при использовании кода с сообщениями. Объединяя оба неравенства, получим

Это находится в явном противоречии с тем, что нижняя граница для лучшего кода с векторами. Таким образом, должно выполняться неравенство (3.8.11), и мы можем оценить внутреннюю сумму в (3.8.9) следующим образом:

Подставляя (3.8.12) в (3.8.9) и меняя порядок суммирования, получим

Рассмотрим, наконец, символы префиксов как код с векторами размерности Опять поменяв порядок суммирования, из (3.8.10) получим

где

Правая часть соотношения (3.8.14) в точности равна общей вероятности ошибки декодирования списком длины следовательно, ограничена снизу величиной Подставив эту нижнюю границу для (3.8.14 в неравенство (3.8.13), получим выражение (3.8.6), что и доказывает лемму.

Доказательство теоремы (3.8.1). Подставив в неравенство (3.8.6) вместо из (3.8.2) и произвольную экспоненциальную нижнюю границу при малых скоростях для получим

где при соответственно. Из (3.8.3) имеем

обозначим

Определив

и, воспользовавшись (3.8.16) — (3.8.18), запишем

Таким образом, положив где и имеем из (3.8.15) неравенство

что совпадает с (3.8.1) и поэтому доказывает теорему

Применяя теорему 3.8.1, положим и в качестве выберем границу при нулевой скорости, полученную в § 3.7. Следовательно, надо принять так, что

где поэтому

Наилучшим выбором для будет, очевидно, тот, при котором прямая, проходящая через в точке будет иметь максимальный наклон, т. е. скорость, при которой касательная из точки при пересекает границу сферической упаковки (см. рис. 3.10).

<< Предыдущий параграф Следующий параграф >>
Оглавление