Exercise 4.13: Decoding LDPC Codes

Gegebene LDPC–Prüfmatrix

Die Aufgabe behandelt die Iterative Decodierung von LDPC–Codes gemäß dem Message–passing Algorithmus.

Ausgangspunkt ist die dargestellte $9 × 12$–Prüfmatrix $\mathbf{H}$, die zu Beginn der Aufgabe als Tanner–Graph dargestellt werden soll. Dabei ist anzumerken:

Die Variable Nodes (abgekürzt $\rm VNs$) $V_i$ bezeichnen die $n$ Codewortbits.
Die Check Nodes (abgekürzt $\rm CNs$) $C_j$ stehen für die $m$ Prüfgleichungen.
Eine Verbindung zwischen $V_i$ und $C_j$ zeigt an, dass das Matrixelement $h_{j,\hspace{0.05cm} i}$ der Prüfmatrix $\mathbf{H}$ (in Zeile $j$, Spalte $i$) gleich $1$ ist. Für $h_{j,\hspace{0.05cm}i} = 0$ gibt es keine Verbindung zwischen $V_i$ und $C_j$.
Als die Nachbarn $N(V_i)$ von $V_i$ bezeichnet man die Menge aller Check Nodes $C_j$, die mit $V_i$ im Tanner–Graphen verbunden sind. Entsprechend gehören zu $N(C_j)$ alle Variable Nodes $V_i$ mit einer Verbindung zu $C_j$.

Die Decodierung erfolgt abwechselnd bezüglich

den Variable Nodes ⇒ Variable Nodes Decoder (VND), und
den Check Nodes ⇒ Check Nodes Decoder (CND).

Hierauf wird in den Teilaufgaben (5) und (6) Bezug genommen.

Hinweise:

Die Aufgabe gehört zum Themengebiet des Kapitels Grundlegendes zu den Low–density Parity–check Codes.
Bezug genommen wird insbesondere auf die Seite Iterative Decodierung von LDPC–Codes.
Sollte die Eingabe des Zahlenwertes „0” erforderlich sein, so geben Sie bitte „0.” ein.

Fragebogen

Musterlösung

Solution

(1) Der Variable Node $\rm (VN)$ $V_i$ steht für das $i$–te Codewortbit, so dass $I_{\rm VN}$ gleich der Codewortlänge $n$ ist.

Aus der Spaltenzahl der $\mathbf{H}$–Matrix erkennt man $I_{\rm VN} = n \ \underline{= 12}$.
Für die Menge aller Variable Nodes kann man somit allgemein schreiben: ${\rm VN} = \{V_1, \hspace{0.05cm} \text{...} \hspace{0.05cm} , V_i, \hspace{0.05cm} \text{...} \hspace{0.05cm} , \ V_n\}$.
Der Check Node ${\rm (CN)} \ C_j$ steht für die $j$–Prüfgleichung, und für die Menge aller Check Nodes gilt: ${\rm CN} = \{C_1, \hspace{0.05cm} \text{...} \hspace{0.05cm} , \ C_j, \hspace{0.05cm} \text{...} \hspace{0.05cm} , \ C_m\}$.
Aus der Zeilenzahl der $\mathbf{H}$–Matrix ergibt sich $I_{\rm CN} \ \underline {= m = 9}$.

(2) Die Ergebnisse können aus dem nachfolgend skizzierten Tanner–Graphen abgelesen werden.

Tanner–Graph für das vorliegende Beispiel

Richtig sind die Lösungsvorschläge 1, 2 und 5:

Das Matrixelement $h_{5,\hspace{0.05cm}5}$ (Spalte 5, Zeile 5) ist $1$ ⇒ rote Verbindung.
Das Matrixelement $h_{4,\hspace{0.05cm} 6}$ (Spalte 4, Zeile 6) ist $1$ ⇒ blaue Verbindung.
Das Matrixelement $h_{6, \hspace{0.05cm}4}$ (Spalte 6, Zeile 4) ist $0$ ⇒ keine Verbindung.
Es gilt $h_{6,\hspace{0.05cm} 10} = h_{6,\hspace{0.05cm} 11} = 1$. Aber $h_{6,\hspace{0.05cm}11} = 0$ ⇒ es bestehen nicht alle drei Verbindungen.
Es gilt $h_{7,\hspace{0.05cm}6} = h_{8,\hspace{0.05cm}7} = h_{9,\hspace{0.05cm}8} = 1$ ⇒ grüne Verbindungen.

(3) Es handelt sich um einen regulären LDPC–Code mit

$w_{\rm Z}(j) = 4 = w_{\rm Z}$ für $1 ≤ j ≤ 9$,
$w_{\rm S}(i) = 3 = w_{\rm S}$ für $1 ≤ i ≤ 12$.

Die Antworten 2 und 3 sind richtig, wie aus der ersten Zeile bzw. der neunten Spalte der Prüfmatrix $\mathbf{H}$ hervorgeht. Der Tanner–Graph bestätigt diese Ergebnisse:

Von $C_1$ gibt es Verbindungen zu $V_1, \ V_2, \ V_3$, und $V_4$.
Von $V_9$ gibt es Verbindungen zu $C_3, \ C_5$, und $C_7$.

Die Antworten 1 und 4 können schon allein deshalb nicht richtig sein, da

die Nachbarschaft $N(V_i)$ eines jeden Variable Nodes $V_i$ genau $w_{\rm S} = 3$ Elemente beinhaltet, und
die Nachbarschaft $N(C_j)$ eines jeden Check Nodes $C_j$ genau $w_{\rm Z} = 4$ Elemente.

(4) Richtig sind die Lösungsvorschläge 1 und 2, wie aus der entsprechenden Theorieseite hervorgeht:

Zu Beginn der Decodierung (sozusagen bei der Iteration $I=0$) werden die $L$–Werte der Variable Nodes ⇒ $L(V_i)$ entsprechend den Kanaleingangswerten vorbelegt.
Später (ab der Iteration $I = 1$) wird im VND das vom CND übermittelte Log–Likelihood–Verhältnis $L(C_j → V_i)$ als Apriori–Information berücksichtigt.
Die Antwort 3 ist falsch. Richtig wäre vielmehr: Es gibt Analogien zwischen dem VND–Algorithmus und der Decodierung eines Repetition Codes (Wiederholungscodes).

(5) Richtig ist nur der Lösungsvorschlag 3, weil

die endgültigen Aposteriori–$L$–Werte vom VND abgeleitet werden, nicht vom CND,
die $L$–Wert $L(C_j → V_i)$ für den CND extrinsische Information darstellt, und
es tatsächlich Analogien zwischen dem CND–Algorithmus und der SPC–Decodierung gibt.

	$C_4$ und $V_6$.
	$C_5$ und $V_5$.
	$C_6$ und $V_4$.
	$C_6$ und $V_i$ für $i > 9$.
	$C_j$ und $V_{j-1}$ für $j > 6$.

	$N(V_1) = \{C_1, \ C_2, \ C_3, \ C_4\}$,
	$N(C_1) = \{V_1, \ V_2, \ V_3, \ V_4\}$,
	$N(V_9) = \{C_3, \ C_5, \, C_7\}$,
	$N(C_9) = \{V_3, \ V_5, \ V_7\}$.

	Zu Beginn (Iteration 0) werden die $L$–Werte der Knoten $V_1, \hspace{0.05cm} \text{...} \hspace{0.05cm}, \ V_n$ entsprechend den Kanaleingangswerten $y_i$ vorbelegt.
	Für den VND stellt $L(C_j → V_i)$ Apriori–Information dar.
	Es gibt Analogien zwischen dem VND und der Decodierung eines Single Parity–check Codes-

	Der CND liefert am Ende die gewünschten Aposteriori–$L$–Werte.
	Für den CND stellt $L(C_j → V_i)$ Apriori–Information dar.
	Es gibt Analogien zwischen dem CND und der Decodierung eines Single Parity–check Codes.