WikiDer > Z-канал (теория информации)

Z-channel (information theory)

Z-канал всегда видит каждый 0 бит сообщения, переданный правильно, и каждый 1 бит, переданный правильно с вероятностью 1–пиз-за шума в среде передачи.

В теория кодирования и теория информации, а Z-канал (двоичный асимметричный канал) это канал связи используется для моделирования поведения некоторых систем хранения данных.

Определение

Z-канал - это канал с двоичным входом и двоичным выходом, где каждый 0 бит передается правильно, но каждый 1 бит имеет вероятность п быть переданным неправильно как 0, а вероятность 1–п правильно передается как 1. Другими словами, если Икс и Y являются случайные переменные описывая распределения вероятностей входа и выхода канала соответственно, то кроссоверы канала характеризуются условные вероятности:^[1]

{displaystyle {egin {выровнено} имя оператора {Pr} [Y = 0 | X = 0] & = 1 имя оператора {Pr} [Y = 0 | X = 1] & = p имя оператора {Pr} [Y = 1 | X = 0] & = 0 operatorname {Pr} [Y = 1 | X = 1] & = 1-pend {выровнено}}}

Емкость

В пропускная способность канала ${displaystyle {mathsf {cap}} (mathbb {Z})}$ Z-канала ${displaystyle mathbb {Z}}$ с кроссовером 1 → 0 вероятность п, когда входная случайная величина Икс распределяется согласно Распределение Бернулли с вероятностью ${displaystyle alpha}$ для появления 0 задается следующим уравнением:

{displaystyle {mathsf {cap}} (mathbb {Z}) = {mathsf {H}} left ({frac {1} {1 + 2 ^ {{mathsf {s}} (p)}}} ight) - { гидроразрыв {{mathsf {s}} (p)} {1 + 2 ^ {{mathsf {s}} (p)}}} = log _ {2} (1 {+} 2 ^ {- {mathsf {s} } (p)}) = log _ {2} left (1+ (1-p) p ^ {p / (1-p)} ight)}

куда ${displaystyle {mathsf {s}} (p) = {frac {{mathsf {H}} (p)} {1-p}}}$ для бинарная функция энтропии ${displaystyle {mathsf {H}} (cdot)}$ .

Эта емкость получается, когда входная переменная Икс имеет Распределение Бернулли с вероятностью ${displaystyle alpha}$ имеющий значение 1 и ${displaystyle 1-alpha}$ значения 0, где:

{displaystyle alpha = {frac {1} {(1-p) (1 + 2 ^ {{mathsf {H}} (p) / (1-p)})}},}

Для малых п, емкость приблизительно равна

{displaystyle {mathsf {cap}} (mathbb {Z}) приблизительно 1–0,5 {mathsf {H}} (p)}

по сравнению с емкостью ${displaystyle 1 {-} {mathsf {H}} (p)}$ из двоичный симметричный канал с вероятностью кроссовера п.

Расчет^[2]

{displaystyle {mathsf {cap}} (mathbb {Z}) = max _ {alpha} {{mathsf {H}} (Y) - {mathsf {H}} (Ymid X)} = max _ {alpha} {Bigl {} {mathsf {H}} (Y) -sum _ {xin {0,1}} {mathsf {H}} (Ymid X = x) {mathsf {Prob}} {X = x} {Bigr}}}

{displaystyle = max _ {alpha} {{mathsf {H}} ((1-alpha) (1-p)) - {mathsf {H}} (Ymid X = 1) {mathsf {Prob}} {X = 1 }}}

{displaystyle = max _ {alpha} {{mathsf {H}} ((1-альфа) (1-p)) - (1-alpha) {mathsf {H}} (p)},}

Чтобы найти максимум, мы дифференцируем

{displaystyle {frac {d} {dalpha}} {mathsf {cap}} (mathbb {Z}) = - (1-p) log _ {2} left ({frac {1- (1-alpha) (1- p)} {(1-альфа) (1-p)}} ight) + {mathsf {H}} (p)}

И мы видим, что максимум достигается за

{displaystyle alpha = 1- {гидроразрыв {1} {(1-p) (1 + 2 ^ {{mathsf {H}} (p) / (1-p)})}},}

что дает следующее значение ${displaystyle {mathsf {cap}} (mathbb {Z})}$ как функция п

{displaystyle {mathsf {cap}} (mathbb {Z}) = {mathsf {H}} left ({frac {1} {1 + 2 ^ {{mathsf {s}} (p)}}} ight) - { гидроразрыв {{mathsf {s}} (p)} {1 + 2 ^ {{mathsf {s}} (p)}}} = log _ {2} (1 {+} 2 ^ {- {mathsf {s} } (p)}) = log _ {2} left (1+ (1-p) p ^ {p / (1-p)} ight); {extrm {where}}; {mathsf {s}} (p ) = {frac {{mathsf {H}} (p)} {1-p}}.}

Для любого п, ${displaystyle alpha <0,5}$ (т.е. должно быть передано больше 0, чем 1), потому что передача 1 вносит шум. В качестве ${displaystyle pightarrow 1}$ , предельное значение ${displaystyle alpha}$ является ${displaystyle {frac {1} {e}}}$ .^[2]

Границы размера кода с асимметричным исправлением ошибок

Определите следующую функцию расстояния ${displaystyle {mathsf {d}} _ {A} (mathbf {x}, mathbf {y})}$ на словах ${displaystyle mathbf {x}, mathbf {y} in {0,1} ^ {n}}$ длины п передается по Z-каналу

{displaystyle {mathsf {d}} _ {A} (mathbf {x}, mathbf {y}) {stackrel {vartriangle} {=}} max left {{ig |} {imid x_ {i} = 0, y_ { i} = 1} {ig |}, {ig |} {imid x_ {i} = 1, y_ {i} = 0} {ig |} ight}.}

Определите сферу ${displaystyle V_ {t} (mathbf {x})}$ радиуса т вокруг слова ${displaystyle mathbf {x} в {0,1} ^ {n}}$ длины п как набор всех слов на расстоянии т или меньше от ${displaystyle mathbf {x}}$ , другими словами,

{displaystyle V_ {t} (mathbf {x}) = {mathbf {y} in {0,1} ^ {n} mid {mathsf {d}} _ {A} (mathbf {x}, mathbf {y}) leq t}.}

А код ${displaystyle {mathcal {C}}}$ длины п как говорят т-симметричное исправление ошибок, если для любых двух кодовых слов ${displaystyle mathbf {c} eq mathbf {c} 'в {0,1} ^ {n}}$ , надо ${displaystyle V_ {t} (mathbf {c}) cap V_ {t} (mathbf {c} ') = emptyset}$ . Обозначим через ${displaystyle M (n, t)}$ максимальное количество кодовых слов в т-симметрично-исправляющий код длины п.

Варшамовский рубеж.За п≥1 и т≥1,

{displaystyle M (n, t) leq {frac {2 ^ {n + 1}} {sum _ {j = 0} ^ {t} {left ({inom {lfloor n / 2floor} {j}} + {inom {lceil n / 2ceil} {j}} ight)}}}.}

Постоянный вес^{[требуется разъяснение]} привязанный к коду.За п> 2т ≥ 2, пусть последовательность B₀, B₁, ..., B_п-2т-1 быть определенным как