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1.差错检测
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数据通信中，接收端需要检测在传输过程中是否发生差错，常用的技术有奇偶校验(Parity
Check)，校验和(Checksum)和CRC(Cyclic Redundancy Check)。它们都是发送端对消息按照
某种算法计算出校验码，然后将校验码和消息一起发送到接收端。接收端对接收到的消息按
照相同算法得出校验码，再与接收到的校验码比较，以判断接收到消息是否正确。
2.CRC算法的基本原理
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CRC算法的是以GF(2)(2元素伽罗瓦域)多项式算术为数学基础的，听起来很恐怖，但实际上它
的主要特点和运算规则是很好理解的。
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数据通信中，接收端需要检测在传输过程中是否发生差错，常用的技术有奇偶校验(Parity
Check)，校验和(Checksum)和CRC(Cyclic Redundancy Check)。它们都是发送端对消息按照
某种算法计算出校验码，然后将校验码和消息一起发送到接收端。接收端对接收到的消息按
照相同算法得出校验码，再与接收到的校验码比较，以判断接收到消息是否正确。
奇偶校验只需要1位校验码，其计算方法也很简单。以奇检验为例，发送端只需要对所有消息
位进行异或运算，得出的值如果是0，则校验码为1，否则为0。接收端可以对消息进行相同计
算，然后比较校验码。也可以对消息连同校验码一起计算，若值是0则有差错，否则校验通过。
通常说奇偶校验可以检测出1位差错，实际上它可以检测出任何奇数位差错。
位进行异或运算，得出的值如果是0，则校验码为1，否则为0。接收端可以对消息进行相同计
算，然后比较校验码。也可以对消息连同校验码一起计算，若值是0则有差错，否则校验通过。
通常说奇偶校验可以检测出1位差错，实际上它可以检测出任何奇数位差错。
校验和的思想也很简单，将传输的消息当成8位(或16/32位)整数的序列，将这些整数加起来
而得出校验码，该校验码也叫校验和。校验和被用在IP协议中，按照16位整数运算，而且其
MSB(Most Significant Bit)的进位被加到结果中。
而得出校验码，该校验码也叫校验和。校验和被用在IP协议中，按照16位整数运算，而且其
MSB(Most Significant Bit)的进位被加到结果中。
2.CRC算法的基本原理
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CRC算法的是以GF(2)(2元素伽罗瓦域)多项式算术为数学基础的，听起来很恐怖，但实际上它
的主要特点和运算规则是很好理解的。
GF(2)多项式中只有一个变量x，其系数也只有0和1，如：
1*x^7 + 0*x^6 + 1*x^5 + 0*x^4 + 0*x^3 + 1*x^2 +1*x^1 + 1*x^0
即：
x^7 + x^5 + x^2 + x + 1
(x^n表示x的n次幂)
1*x^7 + 0*x^6 + 1*x^5 + 0*x^4 + 0*x^3 + 1*x^2 +1*x^1 + 1*x^0
即：
x^7 + x^5 + x^2 + x + 1
(x^n表示x的n次幂)
GF(2)多项式中的加减用模2算术执行对应项上系数的加减，模2就是加减时不考虑进位和借位，
即：
0 + 0 = 0 0 - 0 = 0
0 + 1 = 1 0 - 1 = 1
1 + 0 = 1 1 - 0 = 1
1 + 1 = 0 1 - 1 = 0
显然，加和减是一样的效果(故在GF(2)多项式中一般不出现"-"号)，都等同于异或运算。例
如P1 = x^3 + x^2 + 1，P2 = x^3 + x^1 + 1，P1 + P2为：
即：
0 + 0 = 0 0 - 0 = 0
0 + 1 = 1 0 - 1 = 1
1 + 0 = 1 1 - 0 = 1
1 + 1 = 0 1 - 1 = 0
显然，加和减是一样的效果(故在GF(2)多项式中一般不出现"-"号)，都等同于异或运算。例
如P1 = x^3 + x^2 + 1，P2 = x^3 + x^1 + 1，P1 + P2为：
x^3 + x^2 + 1
+ x^3 + x + 1
------------------
x^2 + x
+ x^3 + x + 1
------------------
x^2 + x
GF(2)多项式乘法和一般多项式乘法基本一样，只是在各项相加的时候按模2算术进行，例如
P1 * P2为：
P1 * P2为：
(x^3 + x^2 + 1)(x^3 + x^1 + 1)
= (x^6 + x^4 + x^3
+ x^5 + x^3 + x^2
+ x^3 + x + 1)
= x^6 + x^5 + x^4 + x^3 + x^2 + x + 1
= (x^6 + x^4 + x^3
+ x^5 + x^3 + x^2
+ x^3 + x + 1)
= x^6 + x^5 + x^4 + x^3 + x^2 + x + 1
GF(2)多项式除法也和一般多项式除法基本一样，只是在各项相减的时候按模2算术进行，例
如P3 = x^7 + x^6 + x^5 + x^2 + x，P3 / P2为：
如P3 = x^7 + x^6 + x^5 + x^2 + x，P3 / P2为：
x^4 + x^3 + 1 PLC
------------------------------------------
x^3 + x + 1 )x^7 + x^6 + x^5 + x^2 + x
x^7 + x^5 + x^4
---------------------
x^6 + x^4
x^6 + x^4 + x^3
---------------------
x^3 + x^2 + x
x^3 + x + 1
-----------------
x^2 + 1
CRC算法将长度为m位的消息对应一个GF(2)多项式M，比如对于8位消息11100110，如果先传输
MSB，则它对应的多项式为x^7 + x^6 + x^5 + x^2 + x。发送端和接收端约定一个次数为r的
GF(2)多项式G，称为生成多项式，比如x^3 + x + 1，r = 3。在消息后面加上r个0对应的多
项式为M'，显然有M' = Mx^r。用M'除以G将得到一个次数等于或小于r - 1的余数多项式R，
其对应的r位数值则为校验码。如下所示：
------------------------------------------
x^3 + x + 1 )x^7 + x^6 + x^5 + x^2 + x
x^7 + x^5 + x^4
---------------------
x^6 + x^4
x^6 + x^4 + x^3
---------------------
x^3 + x^2 + x
x^3 + x + 1
-----------------
x^2 + 1
CRC算法将长度为m位的消息对应一个GF(2)多项式M，比如对于8位消息11100110，如果先传输
MSB，则它对应的多项式为x^7 + x^6 + x^5 + x^2 + x。发送端和接收端约定一个次数为r的
GF(2)多项式G，称为生成多项式，比如x^3 + x + 1，r = 3。在消息后面加上r个0对应的多
项式为M'，显然有M' = Mx^r。用M'除以G将得到一个次数等于或小于r - 1的余数多项式R，
其对应的r位数值则为校验码。如下所示：
11001100 PLC
-------------
1011 )11100110000
1011.......
----.......
1010......
1011......
----......
1110...
1011...
----...
1010.. PLC资料网
1011..
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100 <---校验码
-------------
1011 )11100110000
1011.......
----.......
1010......
1011......
----......
1110...
1011...
----...
1010.. PLC资料网
1011..
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100 <---校验码
发送端将m位消息连同r位校验码(也就是M' + R)一起发送出去，接收端按同样的方法算出收
到的m位消息的校验码，再与收到的校验码比较。接收端也可以用收到的全部m + r位除以生
成多项式，再判断余数是否为0。这是因为，M' + R = (QG + R) + R = QG，这里Q是商。显
然，它也可以像发送端一样，在全部m + r后再增加r个0，再除以生成多项式，如果没有差错
发生，余数仍然为0。
到的m位消息的校验码，再与收到的校验码比较。接收端也可以用收到的全部m + r位除以生
成多项式，再判断余数是否为0。这是因为，M' + R = (QG + R) + R = QG，这里Q是商。显
然，它也可以像发送端一样，在全部m + r后再增加r个0，再除以生成多项式，如果没有差错
发生，余数仍然为0。
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ting123 发表于 2009/7/25 7:32:15
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------------------ PLC资料网
很明显，不同的生成多项式，其检错能力是不同的。如何选择一个好的生成多项式需要一定
的数学理论，这里只从一些侧面作些分析。显然，要使用r位校验码，生成多项式的次数应为
r。生成多项式应该包含项"1"，否则校验码的LSB(Least Significant Bit)将始终为0。如果
消息(包括校验码)T在传输过程中产生了差错，则接收端收到的消息可以表示为T + E。若E不
能被生成多项式G除尽，则该差错可以被检测出。考虑以下几种情况：1)1位差错，即E = x^n = 100...00，n >= 0。只要G至少有2位1，E就不能被G除尽。这
是因为Gx^k相当于将G左移k位，对任意多项式Q，QG相当于将多个不同的G的左移相加。
如果G至少有两位1，它的多个不同的左移相加结果至少有两位1。
2)奇数位差错，只要G含有因子F = x + 1，E就不能被G除尽。这是因为QG = Q'F，由1)
的分析，F的多个不同的左移相加结果1的位数必然是偶数。3)爆炸性差错，即E = (x^n + ... + 1)x^m = 1...100...00，n >= 1，m >= 0，显然只 PLC
要G包含项"1"，且次数大于n，就不能除尽E。
4)2位差错，即E = (x^n + 1)x^m = 100...00100...00，n >= 0。设x^n + 1 = QG + R，
则E = QGx^m + Rx^m，由3)可知E能被G除尽当且仅当R为0。因此只需分析x^n + 1，根
据[3]，对于次数r，总存在一个生成多项式G，使得n最小为2^r - 1时，才能除尽x^n
+ 1。称该生成多项式是原始的(primitive)，它提供了在该次数上检测2位差错的最高
能力，因为当n = 2^r - 1时，x^n + 1能被任何r次多项式除尽。[3]同时指出，原始
生成多项式是不可约分的，但不可约分的的多项式并不一定是原始的，因此对于某些
奇数位差错，原始生成多项式是检测不出来的。
以下是一些标准的CRC算法的生成多项式：
标准 多项式 16进制表示
---------------------------------------------------------------------------
CRC12 x^12 + x^11 + x^3 + x^2 + x + 1 80F
CRC16 x^16 + x^15 + x^2 + 1 8005
CRC16-CCITT x^16 + x^12 + x^5 + 1 1021
CRC32 x^32 + x^26 + x^23 + x^22 + x^16 + x^12 + x^11 04C11DB7
+ x^10 + x^8 + x^7 + x^5 + x^4 + x^2 + x + 1 PLC资料网
16进制表示去掉了最高次项，CCITT在1993年改名为ITU-T。CRC12用于6位字节，其它用于8位
字节。CRC16在IBM的BISYNCH通信标准。CRC16-CCITT被广泛用于XMODEM, X.25和SDLC等通信
协议。而以太网和FDDI则使用CRC32，它也被用在ZIP，RAR等文件压缩中。在这些生成多项式
中，CRC32是原始的，而其它3个都含有因子x + 1。
4.CRC算法的实现
---------------
要用程序实现CRC算法，考虑对第2节的长除法做一下变换，依然是M = 11100110，G = 1011，
其系数r为3。
11001100 11100110000
------------- 1011
1011 )11100110000 -----------
1011....... 1010110000
----....... 1010110000
1010...... 1011 PLC资料网
1011...... ===> -----------
----...... 001110000
1110... 1110000
1011... 1011
----... ----------- PLC资料网
1010.. 101000
1011.. 101000
---- 1011
100 <---校验码 -----------
00100
100 <---校验码
程序可以如下实现：
1)将Mx^r的前r位放入一个长度为r的寄存器；
2)如果寄存器的首位为1，将寄存器左移1位(将Mx^r剩下部分的MSB移入寄存器的LSB)，
再与G的后r位异或，否则仅将寄存器左移1位(将Mx^r剩下部分的MSB移入寄存器的LSB)；
3)重复第2步，直到M全部Mx^r移入寄存器；
4)寄存器中的值则为校验码。unsigned short do_crc(unsigned char *message, unsigned int len)
{
int i, j;
unsigned short crc_reg;
crc_reg = (message[0] << 8) + message[1];
for (i = 0; i < len; i++)
{
if (i < len - 2)
for (j = 0; j <= 7; j++)
{
if ((short)crc_reg < 0)
crc_reg = ((crc_reg << 1) + (message[i + 2] >> (7 - i))) ^ 0x1021;
else PLC
crc_reg = (crc_reg << 1) + (message[i + 2] >> (7 - i));
}
else
for (j = 0; j <= 7; j++)
{
if ((short)crc_reg < 0)
crc_reg = (crc_reg << 1) ^ 0x1021;
else
crc_reg <<= 1;
}
}
return crc_reg;
}显然，每次内循环的行为取决于寄存器首位。由于异或运算满足交换率和结合律，以及与0异
或无影响，消息可以不移入寄存器，而在每次内循环的时候，寄存器首位再与对应的消息位
异或。改进的代码如下：unsigned short do_crc(unsigned char *message, unsigned int len)
{
int i, j;
unsigned short crc_reg = 0;
unsigned short current;
for (i = 0; i < len; i++)
{
current = message[i] << 8;
for (j = 0; j < 8; j++)
{
if ((short)(crc_reg ^ current) < 0)
crc_reg = (crc_reg << 1) ^ 0x1021;
else
crc_reg <<= 1;
current <<= 1;
}
}
return crc_reg;
}以上的讨论中，消息的每个字节都是先传输MSB，CRC16-CCITT标准却是按照先传输LSB，消息
右移进寄存器来计算的。只需将代码改成判断寄存器的LSB，将0x1021按位颠倒后(0x8408)与
寄存器异或即可，如下所示：unsigned short do_crc(unsigned char *message, unsigned int len) PLC
{
int i, j;
unsigned short crc_reg = 0;
unsigned short current;
for (i = 0; i < len; i++)
{
current = message[i];
for (j = 0; j < 8; j++)
{
if ((crc_reg ^ current) & 0x0001)
crc_reg = (crc_reg >> 1) ^ 0x8408;
else
crc_reg >>= 1;
current >>= 1; PLC资料网
}
}
return crc_reg;
}该算法使用了两层循环，对消息逐位进行处理，这样效率是很低的。为了提高时间效率，通
常的思想是以空间换时间。考虑到内循环只与当前的消息字节和crc_reg的低字节有关，对该
算法做以下等效转换：unsigned short do_crc(unsigned char *message, unsigned int len)
{
int i, j;
unsigned short crc_reg = 0;
unsigned char index;
unsigned short to_xor;
for (i = 0; i < len; i++)
{
index = (crc_reg ^ message[i]) & 0xff;
to_xor = index;
for (j = 0; j < 8; j++)
{
if (to_xor & 0x0001)
to_xor = (to_xor >> 1) ^ 0x8408;
else
to_xor >>= 1;
}
crc_reg = (crc_reg >> 8) ^ to_xor;
}
return crc_reg;
}
引用 ting123 2009/7/25 7:32:15 发表于2楼的内容
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