围长为8的较大列重准循环低密度奇偶校验码的行重普适代数构造

适合于任意行重(即行重普适(RWU))的无小环准循环(QC)低密度奇偶校验(LDPC)短码,对于LDPC码的理论研究和工程应用具有重要意义。具有行重普适特性且消除4环6环的现有构造方法,只能针对列重为3和4的情况提供QC-LDPC短码。该文在最大公约数(GCD)框架的基础上,对于列重为5和6的情况,提出了3种具有行重普适特性且消除4环6环的构造方法。与现有的行重普适方法相比,新方法提供的码长从目前的与行重呈4次方关系锐减至与行重呈3次方关系,因而可以为QC-LDPC码的复合构造和高级优化等需要较大列重基础码的场合提供行重普适的无4环无6环短码。此外,与基于计算机搜索的对称结构QC-LDPC码相比,新码不仅无需搜索、描述复杂度更低,而且具有更好的译码性能。

基于电压图方法研究QC-LDPC码的围长问题

针对围长影响准循环低密度奇偶校验码译码性能的问题,提出了基于电压图方法研究QC-LDPC码围长。该法简化研究围长的计算,并通过电压图的生成树边和非生成树边不同赋值,证明出提升图围长[g]范围的影响。

具有围长对(g,h)的3—正则图

一个具有围长对(g,h)的k—正则图称为(k;g,h)一图,这种图的最小可能顶点数记作f(k;g,h). 本文证明了:f(3;5,8)=18,f(3;6,7)=18,f(3;7,8)=24,2/3(7S+4)≤f(3;6,2S+l)≤6S+4,k≥3;部分地回答了F·Harary在文[1]中提出的问题.

奇围长(2t+1)的最小正则图

本文研究了奇围长(2~t+1) 的k-正则图的最少顶点数和极图。

利用等差数列构造大围长准循环低密度奇偶校验码

针对准循环低密度奇偶校验(QC-LDPC)码中准循环基矩阵的移位系数确定问题,该文提出基于等差数列(AP)的确定方法。该方法构造的校验矩阵的围长至少为8,移位系数由简单的数学表达式确定,节省了编解码存储空间。研究结果表明,该方法对码长和码率参数的设计具有较好的灵活性。同时表明在加性高斯白噪声(AWGN)信道和置信传播(BP)译码算法下,该方法构造的码字在码长为1008、误比特率为510-时,信噪比优于渐进边增长(PEG)码近0.3 d B。

基于卢卡斯数列的大围长QC-LDPC码构造方法

提出一种基于卢卡斯数列构造围长至少为8的规则(j,k)卢卡斯QC-LDPC(L-QC-LDPC)码的方法。该方法构造的码字围长较大,能够有效地消除短环。循环置换子矩阵维数p值的下界允许连续取值,且在硬件实现方面可节省存储空间,进而降低硬件实现成本以及复杂度。仿真结果表明,在码率为1/2、码长为1 302和误码率为10?6时,L-QC-LDPC码与OCS-LDPC码相比,净编码增益(NCG)提高了约2 d B,比确定性码的NCG提高了约0.8 d B;与二次函数相比,性能略优于二次函数LDPC(QF-LDPC)码,有约0.1 d B NCG的改善。同时,在相同码率、相近码长和误码率为10^(-6)时,L-QC-LDPC码与基于有限域的循环子集构造的QC-LDPC码相比,提高了约0.5 d B的净编码增益。

任意列重大围长QC-LDPC码的确定性构造

针对准循环低密度奇偶校验(Quasi-Cyclic Low-Density Parity-Check,QC-LDPC)码中准循环基矩阵的移位系数确定问题,提出基于等差数列的确定方法.该方法构造的校验矩阵围长为8,列重可任意选取,移位系数由简单的数学表达式确定,编码复杂度与码长呈线性关系,节省了编解码存储空间.研究结果表明,列重和围长是影响码字性能的重要因素.在加性高斯白噪声(Additive White Gauss Noise,AWGN)信道和置信传播(Belief Propagation,BP)译码算法下,该方法构造的码字在短码时可以获得与IEEE 802.11n、802.16e码相一致的性能,在长码时误比特率性能接近DVB-S2码.同时表明该方法对码长和码率参数的设计具有较好的灵活性.

围长至少为8的QC-LDPC码的新构造:一种显式框架

构造围长较大的校验矩阵,是提高二进制和多进制QC-LDPC码译码性能的一种有效手段.本文提出一种不需要借助于任何计算机搜索步骤,能够直接构造出围长至少为8的QC-LDPC码的显式构造框架.该框架所构造的QC-LDPC码不仅满足围长至少为8的条件,而且还具有循环置换矩阵(CPM)尺寸可以连续变化的优点.该框架可以分为两个步骤:第一步是在无穷大CPM尺寸条件下利用确定性方法构造一个围长至少为8的校验矩阵;第二步是根据本文新发现的一个围长性质,从该校验矩阵的移位矩阵直接精确地计算出CPM尺寸连续变化的紧致下界.

最大匹配图的围长(英文)

将一个图的所有最大匹配作为顶点集，称两个最大匹配相邻，若它们之一通过交换一条边得到另一个，由此所得图为该图的最大匹配图．本文研究了最大匹配图的围长，从而给出了最大匹配图是树或完全图的条件．

围长为8的QC-LDPC码的显式构造及其在CRT方法中的应用

对于任意码长PL(P≥3L2/4+L 1),利用完全确定的方式构造出一类围长为8的(4,L)QC-LDPC码。将这类码作为分量码,结合中国剩余定理(CRT)构造出一类围长至少为8且码长非常灵活的合成QC-LDPC码。在1/2码率和中等码长条件下的仿真结果表明,这种合成码在AWGN信道下具有优异的性能。

图的最大亏格、支配数和围长

一个连通图 G的最大亏格 γM(G) =(β(G) - ξ(G) ) / 2 ,其中 β(G) =|E(G) |- |V(G) |+1是 G的圈秩 ,ξ(G)是 G的 Betti亏数 .本文利用 G的支配数和围长给出了 G的 Betti亏数ξ(G)的一个上界 ,从而也给出了最大亏格γM(G)的一个下界 ,而且它是可达的 ;对于某些图类 ,该下界比黄元秋 (2 0 0 0 )所给下界更好 .

一类围长至少为6的QC-LDPC码的存在性

对于列重为3和4,围长至少为6的QC-LDPC码,M.Hagiwara等学者最近研究了其循环置换矩阵(CPM)尺寸p的最小值,并提出了一个公开问题:当m大于等于50时,列重为4、行重为6m+3、p值为6m+3,且满足围长至少为6的QC-LDPC码是否存在?笔者基于矩阵复合的方法,证明了使这类QC-LDPC码存在的m有无穷多种.

基于完备循环差集的大围长Type-Ⅱ QC-LDPC码的构造

针对当前type-Ⅱ准循环低密度奇偶校验(quasi-cyclic low-density parity-check,QC-LDPC)码的校验矩阵中存在权重为2的循环矩阵(weight-2circulant matrices,W2CM)导致Tanner图更容易产生短环,从而影响迭代译码收敛性的问题,基于完备循环差集(cyclic difference sets,CDS)提出了一种围长为8的type-ⅡQC-LDPC码的新颖构造方法。该方法构造的校验矩阵由权重为0的零矩阵、权重为1的循环置换矩阵和W2CM组成,保留了type-ⅡQC-LDPC码的具有更高最小距离上界的优点,改善了码的纠错性能;且Tanner图中无4、6环的出现,译码时具有较快的收敛速度。仿真结果表明:所构造的围长为8的type-ⅡQC-LDPC码在加性高斯白噪声信道下采用和积算法迭代译码时具有较好的纠错性能且无错误平层现象。

高围长结构化LDPC码的构造方法

提出了一种高围长结构化低密度校验码的构造方法。首先介绍了以准循环技术为基础的高围长结构化规则LDPC码的构造方法,并在此基础上构造了重复累加结构的准规则LDPC码和非规则LDPC码。仿真结果表明,用这种方法构造的规则码和非规则码都具有优良的性能,特别是非规则码的性能优于DVB-S2的非规则码。并且采用该构造方法可以构造各种码长和码率的LDPC码,适应不同领域的应用。

围长至少为5的平面图的线性染色

如果图G的一个正常染色满足染任意两种颜色的顶点集合导出的子图是一些点不交的路的并,则称这个正常染色为图G的线性染色.图G的线性色数用1c(G)表示,是指G的所有线性染色中所用的最少颜色的个数.本文证明了对于每一个最大度为△(G)且围长至少为5的平面图G有1c(G)≤[△(G)/2]+5,并且当△(G)(?){7,8,…,14}时,1c(G)≤[△(G)/2]+4.

围长为2的本原有向图的最小顶点指数

研究一类本原有向图的顶点指数 ,证明了n(≥ 3)阶围长为 2的本原有向图的最小顶点指数的最大值exp2 (n ,1)是 :若n是奇数 ,则exp2 (n ,1) =2n - 3;若n是偶数 ,则exp2 (n ,1)=2n - 4 .

基于马尔可夫的LDPC码围长检测研究

LDPC码是目前最好的信道编码技术之一,由于其校验矩阵中存在短环,采用和积等迭代译码算法时将会降低译码性能。因此,围长是目前设计LDPC码的一个很重要的方面,检测与消除短环已成为提高LDPC码译码性能的重要措施。在基于校验矩阵的环路检测定理基础上,根据马氏链的特点和最大熵原理,将校验矩阵转化为转移概率矩阵,给出了一种基于转移概率矩阵的围长检测方法,在理论上给予证明,且进行了仿真,结果表明该方法对不同的校验矩阵具有很好的围长检测效果,且能对其状态进行分类判别。

基于二分图低密度奇偶校验码围长计算方法

对于任意给定的低密度奇偶校验(LDPC)码,快速计算其围长具有重要意义。通过对基于二分图LDPC码围长计算方法进行研究,提出了一种快速计算围长并能给出各校验节点(或信息节点)上经过的最短环个数的算法。通过MATLAB仿真测试表明,该算法对于PEGReg504x1008这样大规模的LDPC码H矩阵,只需2.876s即可计算出该码的围长和各校验节点上经过的最短环个数,更说明该算法具有快速计算围长的能力。

围长至少为5的平面图的injective染色

通过构造一个(Δ+3)-临界图G,运用权转移的方法证明了该图G不存在.同时,用反证法证明了:对于围长至少为5的平面图G,若Δ(G)≥30,则χi(G)≤Δ+3.这个结论改进了现有的一个结果.

围长为2的本原有向图的最小顶点指数集

研究一类本原有向图的最小顶点指数集 ,证明了n(≥ 3)阶围长为 2的本原有向图的最小顶点指数集En是 :若n是奇数 ,则En ={ 2 ,3,… ,2n - 3} ;若n是偶数 ,则En={ 2 ,3,… ,2n- 4 } .