Definition and Properties of Reed-Solomon Codes

Definition und Eigenschaften der Reed–Solomon–Codes

Linearer $(n, \, k)$–Blockcode

Ein Reed–Solomon–Code – im Folgenden manchmal auch verkürzt als RS–Code bezeichnet – ist ein linearer Blockcode, der einem Informationsblock $\underline{u}$ mit $k$ Symbolen ein entsprechendes Codewort $\underline{c}$ mit $n > k$ Symbolen zuordnet. Diese noch heute vielfach eingesetzten Codes wurden bereits Anfang der 1960er Jahre von Irving Stoy Reed und Gustave Solomon erfunden.

Im Kapitel Zielsetzung der Kanalcodierung wurde der Informationsblock mit $\underline{u}= (u_1,$ ... , $u_k)$ und das Codewort mit $\underline{x}= (x_1,$ ... , $x_n)$ bezeichnet. Die Nomenklaturänderung gemäß obiger Grafik wurde vorgenommen, um Verwechslungen mit dem Argument von Polynomen auszuschließen und die Beschreibung der RS–Codes zu vereinfachen.

Alle im Abschnitt Lineare Codes und zyklische Codes genannten Eigenschaften linearer zyklischer Blockcodes gelten auch für einen Reed–Solomon–Code. Zusätzlich gilt:

Konstruktion und Decodierung von Reed–Solomon–Codes basieren auf der Arithmetik eines Galoisfeldes ${\rm GF}(q)$, wobei wir uns hier auf binäre Erweiterungskörper mit $q=2^m$ Elementen beschränken:

\[{\rm GF}(2^m) = \big \{\hspace{0.05cm}0\hspace{0.05cm},\hspace{0.1cm} \alpha^{0} ,\hspace{0.05cm}\hspace{0.1cm} \alpha^{1}\hspace{0.05cm},\hspace{0.1cm} \alpha^{2}\hspace{0.05cm},\hspace{0.1cm}...\hspace{0.1cm}, \alpha^{q-2}\hspace{0.05cm} \big \}\hspace{0.05cm}. \]

Prinzipiell unterschiedlich zum ersten Kapitel ist, dass die Koeffizienten $u_0$, $u_1$, ... , $u_{k-1}$ nun nicht mehr einzelne Informationsbits ($0$ oder $1$) angeben, sondern ebenfalls Elemente aus ${\rm GF}(2^m)$ sind. Jedes der $n$ Symbole steht vielmehr für $m$ Bit.

Bei den Reed–Solomon–Codes ist der Parameter $n$ (Codelänge) gleich der Anzahl der Elemente des Galoisfeldes ohne das Nullwort: $n= q-1$. Wir verwenden hierzu folgende Nomenklatur:

\[{\rm GF}(2^m) \hspace{-0.05cm}\setminus \hspace{-0.05cm} \{0\} = \big \{\hspace{0.05cm} \alpha^{0} ,\hspace{0.05cm}\hspace{0.1cm} \alpha^{1}\hspace{0.05cm},\hspace{0.1cm} \alpha^{2}\hspace{0.05cm},\hspace{0.1cm}...\hspace{0.1cm}, \alpha^{n-1}\hspace{0.05cm} \big \}\hspace{0.05cm}. \]

Die $k$ Koeffizienten $u_i \in {\rm GF}(2^m)$ des Informationsblocks $\underline{u} \ ( 0 \le i < k)$ kann man formal auch durch ein Polynom $u(x)$ ausdrücken. Der Grad des Polynoms ist dabei $k-1$:

\[u(x) = \sum_{i = 0}^{k-1} u_i \cdot x^{i} = u_0 + u_1 \cdot x + u_2 \cdot x^2 + \hspace{0.1cm}... \hspace{0.1cm}+ u_{k-1} \cdot x^{k-1} \hspace{0.05cm},\hspace{0.4cm} u_i \in {\rm GF}(2^m) \hspace{0.05cm}.\]

Die $n$ Symbole des zugehörigen Codewortes $\underline{c}= (c_0, c_1,$ ... , $c_{n-1})$ergeben sich mit diesem Polynom $u(x)$ zu

\[c_0 = u(\alpha^{0}) \hspace{0.05cm},\hspace{0.3cm} c_1 = u(\alpha^{1})\hspace{0.05cm},\hspace{0.1cm}...\hspace{0.1cm},\hspace{0.3cm} c_{n-1}= u(\alpha^{n-1}) \hspace{0.05cm}.\]

Meist werden die Codesymbole $c_i \in {\rm GF}(2^m)$ vor der Übertragung wieder in Binärform ⇒ ${\rm GF}(2)$ gebracht, wobei dann jedes Symbol durch m Bit dargestellt wird.

Fassen wir die bisherigen Aussagen kurz zusammen:

$\text{Definition:}$ Ein $(n, k)$–Reed–Solomon–Code für das Galoisfeld ${\rm GF}(2^m)$ wird festgelegt durch

die $n= 2^{m-1}$ Elemente von ${\rm GF}(2^m) \hspace{-0.05cm}\setminus \hspace{-0.05cm} \{0\} =\{ \alpha^0, \alpha^1, \, \text{...} , \alpha^{n-1}\}$, wobei $\alpha$ ein primitives Element von ${\rm GF}(2^m)$ bezeichnet,

ein an den Informationsblockt $\underline{u}$ angepasstes Polynom vom Grad $k-1$ der Form

\[u(x) = \sum_{i = 0}^{k-1} u_i \cdot x^{i} = u_0 + u_1 \cdot x + u_2 \cdot x^2 + \hspace{0.1cm}... \hspace{0.1cm}+ u_{k-1} \cdot x^{k-1} \hspace{0.05cm},\hspace{0.4cm} u_i \in {\rm GF}(2^m) \hspace{0.05cm}.\]

Damit lässt sich der $(n, k)$–Reed–Solomon–Code beschreiben als

\[C_{\rm RS} = \Big \{ \underline {c} = \big ( u(\alpha^{0}) \hspace{0.05cm},\hspace{0.1cm} u(\alpha^{1})\hspace{0.05cm},\hspace{0.1cm}...\hspace{0.1cm}, u(\alpha^{n-1})\hspace{0.1cm} \big ) \hspace{0.1cm} \big \vert \hspace{0.2cm} u(x) = \sum_{i = 0}^{k-1} u_i \cdot x^{i}\hspace{0.05cm},\hspace{0.2cm} u_i \in {\rm GF}(2^m) \Big \} \hspace{0.05cm}.\]

Die bisherigen Angaben sollen nun an zwei einfachen Beispielen verdeutlicht werden.

GF(2²) in Exponenten–, Polynom– und Koeffizientenform

$\text{Beispiel 1:}$ Wir betrachten die folgenden Codeparametern:

\[k = 2 \hspace{0.05cm},\hspace{0.15cm}n = 3 \hspace{0.5cm} \Rightarrow \hspace{0.5cm} \underline {u} = (u_0, u_1)\hspace{0.05cm},\hspace{0.15cm} \underline {c} = (c_0, c_1, c_2)\hspace{0.05cm},\]

\[q = n+1 = 4 \hspace{0.45cm} \Rightarrow \hspace{0.5cm} {\rm GF} (q) = {\rm GF} (2^m) \hspace{0.5cm} \Rightarrow \hspace{0.5cm} m = 2\hspace{0.05cm}.\]

Ausgehend von der Bedingungsgleichung $p(\alpha) = \alpha^2 + \alpha + 1 = 0$ ⇒ $\alpha^2 = \alpha + 1$ erhält man die Zuordnungen zwischen

der Exponentendarstellung,
der Polynomdarstellung und
der Koeffizientendarstellung

von ${\rm GF}(2^2)$ gemäß obiger Tabelle. Daraus ist ersichtlich:

Der Koeffizientenvektor wird durch das Polynom $u(x) = u_0 + u_1 \cdot x$ ausgedrückt. Der Polynomgrad ist $k- 1 = 1$.
Für $u_0 = \alpha^1$ und $u_1 = \alpha^2$ erhält man beispielsweise das Polynom $u(x) = \alpha + \alpha^2 \cdot x$ und damit

\[c_0 = u (x = \alpha^0) = u (x = 1) = \alpha + \alpha^2 \cdot 1 = \alpha + (\alpha + 1) =1 \hspace{0.05cm},\]

\[c_1 =u (x = \alpha^1) = \alpha + \alpha^2 \cdot \alpha = \alpha + \alpha^3 = \alpha + \alpha^0 = \alpha + 1 = \alpha^2 \hspace{0.05cm},\]

\[c_2 =u (x = \alpha^2) = \alpha + \alpha^2 \cdot \alpha^2 = \alpha + \alpha^4 = \alpha + \alpha^1 = 0 \hspace{0.05cm}.\]

Daraus ergeben sich folgende Zuordnungen auf Symbol– bzw. Bitebene:

\[\underline {u} =(\alpha^1, \alpha^2)\hspace{0.57cm}\leftrightarrow\hspace{0.3cm} \underline {c} = (1, \alpha^2, 0)\hspace{0.05cm},\hspace{1cm}\underline {u}_{\rm bin} =(1,0,1,1)\hspace{0.3cm}\leftrightarrow\hspace{0.3cm} \underline {c}_{\rm bin} = (0,1,1,1,0,0)\hspace{0.05cm}.\]

Codetabelle des RSC (3, 2, 2)₄

$\text{Beispiel 2:}$ Rechts ist die Codetabelle des RSC (3, 2, 2)₄ genannten Reed–Solomon–Codes.

Die Bezeichnung bezieht sich auf die Parameter $n=3$, $k=2$, $d_{\rm min}=2$ und $q = 4$.
In den Spalten 1 bis 3 erkennt man den Zusammenhang $\underline {u} \ → \ u(x) \ → \ \underline {c}$.
In den beiden letzten Spalten ist die Codiervorschrift $\underline {u}_{\rm bin} \ ↔ \ \underline {c}_{\rm bin}$ angegeben.

Zur Verdeutlichung nochmals der Eintrag für $(\alpha^0, \, \alpha^2)$:

\[u(x) = u_0 + u_1 \cdot x = \alpha^0 + \alpha^2 \cdot x. \]

Daraus ergeben sich folgende Codesymbole:

\[c_0 = u (x = \alpha^0) = 1 + \alpha^2 \cdot 1 = 1 + (1+\alpha ) =\alpha \hspace{0.05cm},\]

\[c_1 = u (x = \alpha^1) = 1 + \alpha^2 \cdot \alpha = 1 + (1+\alpha ) \cdot \alpha = 1 + \alpha + \alpha^2 = 0 \hspace{0.05cm},\]

\[c_2 =u (x = \alpha^2) = 1 + \alpha^2 \cdot \alpha^2 = 1 + \alpha = \alpha^2 \hspace{0.05cm}.\]

Hinweise:

Aus der Elementenmenge $\{0, \alpha^0 = 1, \alpha^1 = \alpha, \alpha^2\}$ sollte nicht geschlossen werden, dass für diesen Code die 3D–Darstellung mit den Achsen $\alpha^0 = 1$, $\alpha^1 = \alpha$ und $\alpha^2$ zutrifft.
Aus der Koeffizientendarstellung geht vielmehr eindeutig hervor, dass ${\rm GF} (2^m)$ ein zweidimensionaler Code ist, wobei die Achsen der 2D–Darstellung mit $\alpha^0 = 1$ und $\alpha^1 = \alpha$ zu beschriften sind.

Generatormatrix der Reed–Solomon–Codes

Da es sich beim Reed–Solomon–Code um einen linearen Blockcode handelt, ist der Zusammenhang zwischen Informationswort $\underline {u}$ und Codewort $\underline {c}$ durch die Generatormatrix $\boldsymbol{\rm G}$ gegeben:

\[\underline {c} = \underline {u} \cdot { \boldsymbol{\rm G}} \hspace{0.05cm}.\]

Wie bei jedem linearen $(n, k)$–Blockcode besteht die Generatormatrix aus $k$ Zeilen und $n$ Spalten. Im Gegensatz zum Kapitel Allgemeine Beschreibung linearer Blockcodes sind nun aber die Elemente der Generatormatrix nicht mehr binär ($0$ oder $1$), sondern entstammen dem Galoisfeld ${\rm GF}(2^m) \hspace{-0.05cm}\setminus \hspace{-0.05cm} \{0\} $.

$\text{Beispiel 3:}$ Wir betrachten wie im Beispiel 2 auf der vorherigen Seite wieder den RSC (3, 2, 2)₄, dessen Generatormatrix folgende Form hat:

\[ { \boldsymbol{\rm G} } = \begin{pmatrix} g_{00} & g_{01} & g_{02}\\ g_{10} & g_{11} & g_{12} \end{pmatrix}\hspace{0.05cm},\hspace{0.3cm} g_{ij} \in {\rm GF}(2^2) \hspace{-0.01cm}\setminus \hspace{-0.01cm} \{0\} = \big \{\hspace{0.05cm} \alpha^{0} \hspace{0.05cm},\hspace{0.1cm} \alpha^{1}\hspace{0.05cm},\hspace{0.1cm} \alpha^{2} \hspace{0.05cm}\big \}\hspace{0.05cm}. \]

Daneben gilt:

Die erste Zeile von $\boldsymbol{\rm G}$ gibt das Codewort für das Informationswort $\underline {u}_1 = (1, 0)$ an bzw. für die Polynomfunktion $u_1(x) = 1$. Damit erhält man die Matrixelemente der ersten Zeile zu

\[g_{00} = u_{1}(\alpha^{0}) = 1\hspace{0.05cm},\hspace{0.3cm} g_{01} = u_{1}(\alpha^{1}) = 1\hspace{0.05cm},\hspace{0.3cm} g_{02} = u_{1}(\alpha^{2}) = 1\hspace{0.05cm}.\]

Die zweite Zeile ist gleich dem Codewort für das Informationswort $\underline {u}_2 = (0, 1)$ ⇒ $u_2(x) = x$. Die Matrixelemente der zweiten Zeile lauten somit:

\[g_{10} = u_{2}(\alpha^{0}) = \alpha^{0} = 1\hspace{0.05cm},\hspace{0.3cm} g_{11} = u_{2}(\alpha^{1}) = \alpha \hspace{0.05cm},\hspace{0.3cm} g_{12} = u_{2}(\alpha^{2}) = \alpha^{2}\hspace{0.05cm}.\]

\[\Rightarrow\hspace{0.3cm} { \boldsymbol{\rm G} } = \begin{pmatrix} 1 & 1 & 1\\ 1 & \alpha & \alpha^2 \end{pmatrix}\hspace{0.05cm}.\]

Für das Informationswort $\underline {u}= (u_0, u_1)$ mit den Symbolen $u_0, u_1 ∈ \{0, \alpha^0, \alpha^1 = \alpha, \alpha^2\}$ erhält man unter Berücksichtigung der beiden Gleichungen $\alpha^2 = \alpha + 1$ sowie $\alpha^3 = \alpha^0 = 1$ wiederum die Codetabelle des RSC (3, 2, 2)₄ auf Symbolebene.

Codetabelle des RSC (3, 2, 2)₄ auf Symbolebene

Man erhält natürlich mit der Generatormatrix genau die gleiche Codetabelle $\underline {u} ↔ \underline {c}$ wie nach der Berechnung über die Funktion $u(x)$. Die entsprechende Codetabelle auf Bitebene (siehe Beispiel 2 auf der vorherigen Seite) ergibt sich wieder, wenn man die Elemente nicht in Exponentendarstellung angibt, sondern in Koeffizientenform:

\[(0, \hspace{0.1cm}\alpha^{0}, \hspace{0.1cm}\alpha^{1}, \hspace{0.1cm}\alpha^{2}) \hspace{0.3cm}\Leftrightarrow\hspace{0.3cm}(00, \hspace{0.1cm}01, \hspace{0.1cm}10, \hspace{0.1cm}11) \hspace{0.05cm}. \]

Generatormatrix und Prüfmatrix

Wir verallgemeinern nun das Ergebnis der letzten Seite für einen Reed–Solomon–Code mit

der Dimension $k$ (Symbolanzahl pro Informationsblock),

der Codewortlänge $n$ (Symbolanzahl pro Codewort).

Die Generatormatrix $\boldsymbol{\rm G}$ (mit $k$ Zeilen und $n$ Spalten) und die Prüfmatrix $\boldsymbol{\rm H}$ ($n-k$ Zeilen, $n$ Spalten) müssen gemeinsam folgende Gleichung erfüllen:

\[{ \boldsymbol{\rm G}} \cdot { \boldsymbol{\rm H }}^{\rm T}= { \boldsymbol{\rm 0}}\hspace{0.05cm}.\]

Hierbei bezeichnet $\boldsymbol{\rm 0}$ eine Nullmatrix (alle Elemente gleich $0$) mit $k$ Zeilen und $n-k$ Spalten.

$\text{Beispiel 4:}$ Wir betrachten den RSC (7, 3, 5)₈ ⇒ Codeparameter $n= 7$, $k= 3$, basierend auf dem Galoisfeld $\rm GF(2^3 = 8)$ mit der Nebenbedingung $\alpha^3 =\alpha + 1$. Beachten Sie hinsichtlich der Codebezeichnung:

Der dritte Parameter der für Blockcodes üblichen Nomenklatur nennt die freie Distanz $d_{\rm min}= 5$.

Anders als bei den im Kapitel Beispiele binärer Blockcodes behandelten binären Codes (Single Parity–check Code, Repetition Code, Hamming Code) wird bei den Reed–Solomon–Codes noch der Hinweis $q$ zum Galoisfeld hinzugefügt (hier: $q = 8$).

Alle Elemente der Generatormatrix und der Prüfmatrix

\[{ \boldsymbol{\rm G} } = \begin{pmatrix} 1 & 1 & 1 & 1 & 1 & 1 & 1\\ 1 & \alpha^1 & \alpha^2 & \alpha^3 & \alpha^4 & \alpha^5 & \alpha^6\\ 1 & \alpha^2 & \alpha^4 & \alpha^6 & \alpha^1 & \alpha^{3} & \alpha^{5} \end{pmatrix}\hspace{0.05cm},\hspace{0.4cm} { \boldsymbol{\rm H} } = \begin{pmatrix} 1 & \alpha^1 & \alpha^2 & \alpha^3 & \alpha^4 & \alpha^5 & \alpha^6\\ 1 & \alpha^2 & \alpha^4 & \alpha^6 & \alpha^1 & \alpha^{3} & \alpha^{5}\\ 1 & \alpha^3 & \alpha^6 & \alpha^2 & \alpha^{5} & \alpha^{1} & \alpha^{4}\\ 1 & \alpha^4 & \alpha^1 & \alpha^{5} & \alpha^{2} & \alpha^{6} & \alpha^{3} \end{pmatrix} \]

entstammen dem Galoisfeld ${\rm GF}(2^3) \hspace{-0.01cm}\setminus \hspace{-0.01cm} \{0\} = \big \{\hspace{0.05cm} \alpha^{0} \hspace{0.05cm},\hspace{0.1cm}\alpha^{1}\hspace{0.05cm},\hspace{0.1cm} \alpha^{2} \hspace{0.05cm} \alpha^{3} \hspace{0.05cm},\hspace{0.1cm}\alpha^{4}\hspace{0.05cm},\hspace{0.1cm} \alpha^{5} \hspace{0.05cm},\hspace{0.1cm} \alpha^{6} \hspace{0.05cm}\big \}$. Für das Matrixprodukt gilt:

\[{ \boldsymbol{\rm G} } \cdot { \boldsymbol{\rm H } }^{\rm T}= \begin{pmatrix} 1 & 1 & 1 & 1 & 1 & 1 & 1\\ 1 & \alpha^1 & \alpha^2 & \alpha^3 & \alpha^4 & \alpha^5 & \alpha^6\\ 1 & \alpha^2 & \alpha^4 & \alpha^6 & \alpha^1 & \alpha^{3} & \alpha^{5} \end{pmatrix} \begin{pmatrix} 1 & 1 & 1 & 1 \\ \alpha^1 & \alpha^2 & \alpha^3 & \alpha^4\\ \alpha^2 & \alpha^4 & \alpha^6 & \alpha^1\\ \alpha^3 & \alpha^6 & \alpha^2 & \alpha^{5}\\ \alpha^4 & \alpha^1 & \alpha^{5} & \alpha^{2}\\ \alpha^5 & \alpha^{3} & \alpha^{1} & \alpha^{6}\\ \alpha^6 & \alpha^{5} & \alpha^{4} & \alpha^{3} \end{pmatrix} = \begin{pmatrix} 0 & 0 & 0 & 0 \\ 0 & 0 & 0 & 0 \\ 0 & 0 & 0 & 0 \end{pmatrix} \hspace{0.05cm}.\]

Dies soll hier nur für zwei Elemente nachgewiesen werden:

Erste Zeile, erste Spalte:

\[1 \hspace{0.1cm} \cdot \hspace{0.1cm} \big [1 + \alpha^1 + \alpha^2 + \alpha^3 + \alpha^4 + \alpha^5 + \alpha^6 \big ] = 1 + \alpha + \alpha^2 + (\alpha + 1) + (\alpha^2 + \alpha)+ (\alpha^2 + \alpha +1)+ (\alpha^2 + 1) = 0 \hspace{0.05cm}, \]

Letzte Zeile, letzte Spalte:

\[1 \hspace{0.1cm} \cdot \hspace{0.1cm} 1 + \alpha^2 \cdot \alpha^4 + \alpha^4 \cdot \alpha^1 + \alpha^6 \cdot \alpha^5+ \alpha^1 \cdot \alpha^2+ \alpha^3 \cdot \alpha^6+ \alpha^5 \cdot \alpha^3= 1 + \alpha^6 + \alpha^5 + \alpha^{11} + \alpha^{3}+ \alpha^{9}+ \alpha^{8} =\]

\[ \hspace{0.5cm} = \hspace{0.15cm} 1 + \alpha^6 + \alpha^5 + \alpha^{4} + \alpha^{3}+ \alpha^{2}+ \alpha^{1} =0 \hspace{0.05cm}.\]

Singleton–Schranke und minimale Distanz

Eine wichtige Kenngröße eines jeden Blockcodes ist die minimale Distanz zwischen zwei beliebigen Codeworten c_i und c_j. Die Reed–Solomon–Codes gehören zur Klasse der linearen und zyklischen Codes. Bei diesen kann man vom Nullwort c₀ = (0 0 ... 0) als Bezugsgröße ausgehen. Aus der Anzahl der Nullen in den anderen Codeworten c_j ≠ c₀ lässt sich das Distanzspektrum {W_i} angeben.

: Die Grafik zeigt die Bestimmung des Distanzspektrums für den RSC (3, 2, 2)₄. Gegenüber den bisherigen Grafiken sind die Symbole mit 0, 1, 2, 3 anstelle von 0, α⁰, α¹, α² bezeichnet. Die Distanz d zwischen c_j und dem Nullwort c₀ ist identisch dem Hamming–Gewicht w_H (c_j).

Neun der Codeworte unterscheiden sich vom Nullwort in zwei Symbolen und sechs Codeworte in drei Symbolen: W₂ = 9, W₃ = 6. Es gibt kein einziges Codewort mit nur einer Null. Das heißt: Die minimale Distanz beträgt hier d_min = 2.

Aus der zweiten Tabelle erkennt man, dass auch für die Binärdarstellung d_min = 2 gilt.

Dieses empirische Ergebnis soll nun ohne Beweis verallgemeinert werden:

Die minimale Distanz eines jeden (n, k)–Reed–Solomon–Codes beträgt d_min = n – k + 1. Damit lassen sich e = d_min – 1 = n – k Symbolfehler erkennen.

Bei fehlerkorrigierenden Codes wählt man meist ein d_min ungeradzahlig ⇒ n – k geradzahlig. Bei RS–Codes können dann bis zu t = (n – k)/2 Symbolfehler korrigiert werden.

Die Singleton–Schranke besagt, dass für alle linearen Codes d_min ≤ n – k + 1 gilt. RS–Codes erreichen die Schranke mit Gleichheit; sie sind MDS–Codes (Maximum Distance Separable).

Das Distanzspektrum setzt sich zusammen aus W₀ = 1 sowie weiteren Gewichtsfaktoren W_i mit d ≤ i ≤ n, wobei in der folgenden Gleichung d_min mit d abgekürzt ist:

\[W_i = {n \choose i} \cdot \sum_{j = 0}^{i-d}\hspace{0.15cm}(-1)^j \cdot {i \choose j} \cdot \big [\hspace{0.03cm}q^{i\hspace{0.03cm}-\hspace{0.03cm}j\hspace{0.03cm}-\hspace{0.03cm}d\hspace{0.03cm}+\hspace{0.03cm}1}-1 \hspace{0.03cm} \big ]\hspace{0.05cm}.\]

Codebezeichnung und Coderate

Die übliche Bezeichnung für die Reed–Solomon–Codes ist RSC (n, k, d_min)_q mit

der Länge n des Codes (Symbolanzahl eines Codewortes),

der Dimension k des Codes (Symbolanzahl eines Informationswortes),

der minimalen Distanz d_min = n – k + 1, maximal entsprechend der Singleton–Schranke, und

der Größe q = 2^m des Galoisfeldes ⇒ GF(q).

Alle Elemente u_i des Informationswortes u = (u₀, ..., u_i, ..., u_k_–1) und alle Elemente c_i des Codewortes c = (c₀, ..., c_i, ..., c_n_–1) sind nicht binäre Symbole und entstammen dem Galoisfeld GF(q).

Für die Realisierung werden diese Symbole stets auch binär dargestellt ⇒ u_i, x_i ∈ GF(2), und man kommt zum äquivalenten binären Code RSC (n_bin, k_bin, d_min)₂ mit

n_bin = n · m Bit eines Codewortes,

k_bin = k · m Bit eines Informationswortes.

Die Coderate wird durch diese Maßnahme nicht verändert:

\[R = \frac{k}{n}= \frac{k_{\rm bin}}{n_{\rm bin}} = \frac{k \cdot m}{n \cdot m} = \frac{k}{n} \hspace{0.05cm}.\]

Ebenso ändert sich durch den Übergang von GF(q) auf GF(2) nichts an der minimalen Distanz d_min.

: Beim RSC (3, 2, 2)₄ ist die Coderate R = k/n = 2/3 und die minimale Distanz d_min = 2. Für das Distanzspektrum {W_i} und die Gewichtsfunktion W(X) gilt nach Kapitel 1.6 (siehe Tabelle):

\[W_0 = 1\hspace{0.05cm}, \hspace{0.2cm}W_2 = 9\hspace{0.05cm}, \hspace{0.2cm}W_3 = 6\hspace{0.3cm}\Rightarrow\hspace{0.3cm}W(X) = 1 + 9 \cdot X^2 + 6 \cdot X^3\hspace{0.05cm}.\]

Die binäre Repräsentation des Codes RSC (3, 2, 2)₄ führt zum RSC (6, 4, 2)₂, ebenfalls mit der Rate R = 4/6 = 2/3 und der Minimaldistanz d_min = 2. Es ergibt sich allerdings ein anderes Distanzspektrum:

\[W_0 = 1\hspace{0.05cm}, \hspace{0.2cm}W_2 = 3\hspace{0.05cm}, \hspace{0.2cm}W_3 = 8 \hspace{0.05cm}, \hspace{0.2cm}W_4 = 3\hspace{0.05cm}, \hspace{0.2cm}W_6 = 1\]

\[\Rightarrow\hspace{0.3cm}W(X) = 1 + 3 \cdot X^2 + 8 \cdot X^3 + 4 \cdot X^4 + X^6 \hspace{0.05cm}.\]

Bedeutung der Reed–Solomon–Codes

Anhand des hier oft beispielhaft betrachteten RSC (3, 2, 2)₄ konnten wir viele Eigenschaften der Reed–Solomon–Codes in überschaubarem Rahmen kennenlernen. Praxisrelevant ist dieser Code nicht, da wegen d_min = 2 kein einziger Fehler korrigiert und auch nur ein einziger Fehler erkannt werden kann. Schon der nächstgrößere Code RSC (7, 3, 5)₈, der bis zu t = 2 Fehler korrigieren kann, weist bereits eine Codetabelle mit 8³ = 512 Einträgen auf und ist zu Demonstrationszwecken weniger gut geeignet.

In der Praxis werden meist größere RS–Codes eingesetzt, zum Beispiel der RSC (255, 223, 33)₂₅₆ mit den folgenden Eigenschaften:

Der Code basiert auf dem Galoisfeld GF(2⁸). Jedes Symbol entspricht somit einem Byte. Die Coderate ist mit R = 0.8745 relativ groß.

Trotz dieser großen Coderate (geringen Redundanz) können mit diesem Code bis zu e = 32 Fehler innerhalb eines Blocks aus 255 Symbolen erkannt und t = 16 Fehler korrigiert werden.

Die Codetabelle würde allerdings 2^{8 · 223} = 2¹⁷⁸⁴ ≈ 10⁵³⁷ Einträge aufweisen und wird deshalb wahrscheinlich auch von niemanden tatsächlich erstellt.

Der große Vorteil der Reed–Solomon–Codes (und einer ganzen Reihe davon abgeleiteter weiterer Codes) ist zum einen, dass sie analytisch geschlossen konstruiert werden können, zum anderen ihre große Flexibilität hinsichtlich der Codeparameter. Meist geht man wie folgt vor:

Man gibt die Korrekturfähigkeit in Form des Parameters t vor. Daraus ergibt sich die minimale Distanz d_min = 2t + 1 und die Differenz n – k = 2t entsprechend der Singleton–Schranke. Einen besseren Wert gibt es nicht.

Ein weiterer Entwurfsparameter ist die Coderate R = k/n, wobei die Codewortlänge n = 2^m – 1 nicht völlig frei wählbar ist. Durch Erweiterung, Verkürzung und Punktierung – siehe Aufgabe Z1.9 – kann die Vielzahl an möglichen Codes weiter vergrößert werden.

Bei Reed–Solomon–Codes ist die Gewichtsverteilung exakt bekannt und es ist eine Anpassung an die Fehlerstruktur des Kanals möglich. Sie sind insbesondere für Bündelfehlerkanäle gut geeignet, die bei mobilen Funksystemen aufgrund von temporären Abschattungen häufig vorliegen.

Im Falle statistisch unabhängiger Fehler sind BCH–Codes (von Bose–Chaudhuri–Hocquenghem) besser geeignet. Diese sind eng verwandt mit den RS–Codes, allerdings erfüllen sie nicht immer das Singleton–Kriterium. Eine ausführliche Beschreibung finden Sie in [Fri96]^[1].

Die Decodierung nach dem BDD–Prinzip (Bounded Distance Decoding) kann rechentechnisch sehr einfach erfolgen, zum Beispiel mit dem Berlekamp–Massey–Algorithmus. Zudem kann im Decoder ohne wesentlichen Mehraufwand auch Soft–Decision–Information verarbeitet werden.