CRC的数学原理

原创 于 2025-12-20 22:33:48 发布 · 467 阅读 · 16 ·
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CRC（Cyclic Redundancy Check，循环冗余校验）是一种 基于多项式除法的差错检测技术，广泛应用于数据传输和存储场景（如网络通信、磁盘存储、串口传输等），用于判断数据在传输或存储过程中是否发生了比特翻转等错误。

Part 1. CRC概述

核心原理

CRC的本质是将数据看作二进制多项式，通过模2除法计算余数，将余数作为校验码附加到原始数据后。接收方对包含校验码的完整数据重复相同的计算，如果余数为0，则判定数据无错；否则判定数据出错。

关键概念
  1. 原始数据：待传输的二进制序列，对应多项式 D ( x ) D(x) D(x)。
  2. 生成多项式：预先约定的固定二进制序列，对应多项式 G ( x ) G(x) G(x)，是CRC的核心参数（如CRC-32的生成多项式为 x 32 + x 26 + x 23 + x 22 + x 16 + x 12 + x 11 + x 10 + x 8 + x 7 + x 5 + x 4 + x 2 + x + 1 x^{32}+x^{26}+x^{23}+x^{22}+x^{16}+x^{12}+x^{11}+x^{10}+x^8+x^7+x^5+x^4+x^2+x+1 x32+x26+x23+x22+x16+x12+x11+x10+x8+x7+x5+x4+x2+x+1）。
  3. 校验码（CRC码）：原始数据左移 r r r 位（ r r r 是生成多项式的阶数，即最高次幂）后，除以生成多项式得到的余数，长度为 r r r 位。
计算步骤（发送方）
  1. 设生成多项式 G ( x ) G(x) G(x) 的阶数为 r r r，将原始数据 D ( x ) D(x) D(x) 左移 r r r 位，得到 D ′ ( x ) = D ( x ) × x r D'(x) = D(x) \times x^r D′(x)=D(x)×xr（相当于在原始数据末尾补 r r r 个0）。
  2. 对 D ′ ( x ) D'(x) D′(x) 与 G ( x ) G(x) G(x) 进行模2除法（模2运算规则：加法无进位，减法无借位，即 0 + 0 = 0 , 0 + 1 = 1 , 1 + 0 = 1 , 1 + 1 = 0 0+0=0, 0+1=1, 1+0=1, 1+1=0 0+0=0,0+1=1,1+0=1,1+1=0）。
  3. 得到余数 R ( x ) R(x) R(x)，其长度为 r r r 位（不足补0），这就是CRC校验码。
  4. 将校验码附加到原始数据末尾，得到传输数据 T ( x ) = D ( x ) × x r + R ( x ) T(x) = D(x) \times x^r + R(x) T(x)=D(x)×xr+R(x)。
校验步骤（接收方）
  1. 接收传输数据 T ( x ) T(x) T(x)。
  2. 对 T ( x ) T(x) T(x) 与生成多项式 G ( x ) G(x) G(x) 进行模2除法。
  3. 若余数为0 → 数据无错；若余数不为0 → 数据出错。

常见CRC标准

不同的生成多项式对应不同的CRC标准，适用于不同场景：

标准生成多项式（二进制）特点应用场景
CRC-8 100000111 100000111 100000111（ x 8 + x 2 + x + 1 x^8+x^2+x+1 x8+x2+x+1）短校验码，计算快小数据块校验
CRC-16 10001000000100001 10001000000100001 10001000000100001（ x 16 + x 15 + x 2 + 1 x^{16}+x^{15}+x^2+1 x16+x15+x2+1）经典标准，兼容性好串口通信、Modbus
CRC-3232位标准多项式（见上文）高检错率，抗干扰强以太网、ZIP、磁盘

核心特点

  1. 检错能力强：
    • 可以检测出所有奇数个比特错误。
    • 可以检测出所有长度小于等于生成多项式阶数的突发错误（突发错误指连续多个比特翻转）。
    • 对长度大于阶数的突发错误，检错概率约为 1 − 2 − r 1 - 2^{-r} 1−2−r（ r r r 为校验码长度），CRC-32的检错概率接近100%。
  2. 计算高效：
    • 可以通过硬件电路（移位寄存器）或软件算法快速实现，适合实时系统。
  3. 局限性：
    • 仅能检错，不能纠错：发现错误后，只能要求重传，无法直接修正错误比特。
    • 存在极小概率的“漏检”：不同的原始数据可能生成相同的CRC码，导致错误未被检测到（概率极低，可忽略）。

典型应用场景

  • 网络通信：以太网帧、TCP/UDP数据包的校验。
  • 存储系统：磁盘扇区、光盘数据、压缩文件（ZIP、RAR）的校验。
  • 嵌入式通信：串口、CAN总线、SPI等协议的数据校验。

与其他校验方式的对比

校验方式原理检错能力适用场景
CRC多项式模2除法强（可检测多类错误）实时传输、存储
奇偶校验统计1的个数的奇偶性弱（仅检测奇数个错误）简单低成本场景
校验和字节累加求和取模中等网络协议（如IP头校验）

Part 2. CRC（循环冗余校验）的有效性证明

要证明 CRC（循环冗余校验）的正确性，核心是证明：接收方对无差错的传输数据执行模2除法时，余数必然为0；若余数不为0，则数据一定存在差错。

证明过程基于多项式模2运算的代数性质，以下是严谨的推导步骤：

1. 定义核心多项式

首先明确发送方和接收方约定的关键参数：

  • 设原始数据对应的二进制多项式为 D ( x ) D(x) D(x)，长度为 k k k 位。
  • 设生成多项式为 G ( x ) G(x) G(x)，阶数为 r r r（即最高次项为 x r x^r xr），长度为 r + 1 r+1 r+1 位。
  • 模2运算规则：加法/减法无进位/借位，满足 a + a = 0 a+a=0 a+a=0， a − a = 0 a-a=0 a−a=0，等价于异或运算。

2. 发送方的编码过程推导

发送方的编码步骤对应多项式运算：

  1. 原始数据左移 r r r 位，等价于多项式乘以 x r x^r xr，得到：
    D ′ ( x ) = D ( x ) ⋅ x r D'(x) = D(x) \cdot x^r D′(x)=D(x)⋅xr
    这一步的目的是为校验码预留 r r r 位空间。

  2. 对 D ′ ( x ) D'(x) D′(x) 执行模2除法 D ′ ( x ) ÷ G ( x ) D'(x) \div G(x) D′(x)÷G(x)，根据多项式除法性质，可分解为：
    D ′ ( x ) = Q ( x ) ⋅ G ( x ) + R ( x ) D'(x) = Q(x) \cdot G(x) + R(x) D′(x)=Q(x)⋅G(x)+R(x)
    其中：

    • Q ( x ) Q(x) Q(x) 是商多项式；
    • R ( x ) R(x) R(x) 是余数多项式，且 deg ( R ( x ) ) < r \text{deg}(R(x)) < r deg(R(x))<r（余数的阶数一定小于除数的阶数），因此 R ( x ) R(x) R(x) 对应一个 r r r 位二进制数，即 CRC校验码。

  3. 发送方将校验码附加到原始数据后，最终传输的多项式为：
    T ( x ) = D ′ ( x ) + R ( x ) T(x) = D'(x) + R(x) T(x)=D′(x)+R(x)
    代入上式可得：
    T ( x ) = Q ( x ) ⋅ G ( x ) + R ( x ) + R ( x ) T(x) = Q(x) \cdot G(x) + R(x) + R(x) T(x)=Q(x)⋅G(x)+R(x)+R(x)
    根据模2运算性质 R ( x ) + R ( x ) = 0 R(x)+R(x)=0 R(x)+R(x)=0，因此：
    T ( x ) = Q ( x ) ⋅ G ( x ) \boldsymbol{T(x) = Q(x) \cdot G(x)} T(x)=Q(x)⋅G(x)

    这是CRC正确性的核心等式：传输多项式 T ( x ) T(x) T(x) 是生成多项式 G ( x ) G(x) G(x) 的整数倍。

3. 接收方的校验过程证明

接收方收到数据后，得到多项式 T ′ ( x ) T'(x) T′(x)，分两种情况讨论：

情况1：数据无差错， T ′ ( x ) = T ( x ) T'(x)=T(x) T′(x)=T(x)

此时代入核心等式：
T ′ ( x ) = Q ( x ) ⋅ G ( x ) T'(x) = Q(x) \cdot G(x) T′(x)=Q(x)⋅G(x)
接收方执行模2除法 T ′ ( x ) ÷ G ( x ) T'(x) \div G(x) T′(x)÷G(x)，余数为：
Remainder [ T ′ ( x ) / G ( x ) ] = Remainder [ Q ( x ) ⋅ G ( x ) / G ( x ) ] = 0 \text{Remainder}[T'(x)/G(x)] = \text{Remainder}[Q(x)\cdot G(x)/G(x)] = 0 Remainder[T′(x)/G(x)]=Remainder[Q(x)⋅G(x)/G(x)]=0
结论：无差错时，余数必然为0。

情况2：数据有差错， T ′ ( x ) = T ( x ) + E ( x ) T'(x)=T(x)+E(x) T′(x)=T(x)+E(x)

其中 E ( x ) ≠ 0 E(x) \neq 0 E(x)=0 是错误多项式，对应数据中比特翻转的位置。
此时接收方计算的余数为：
Remainder [ T ′ ( x ) / G ( x ) ] = Remainder [ ( T ( x ) + E ( x ) ) / G ( x ) ] \text{Remainder}[T'(x)/G(x)] = \text{Remainder}[(T(x)+E(x))/G(x)] Remainder[T′(x)/G(x)]=Remainder[(T(x)+E(x))/G(x)]
代入 T ( x ) = Q ( x ) ⋅ G ( x ) T(x)=Q(x)\cdot G(x) T(x)=Q(x)⋅G(x)，可得：
Remainder [ ( Q ( x ) ⋅ G ( x ) + E ( x ) ) / G ( x ) ] = Remainder [ E ( x ) / G ( x ) ] \text{Remainder}[(Q(x)\cdot G(x)+E(x))/G(x)] = \text{Remainder}[E(x)/G(x)] Remainder[(Q(x)⋅G(x)+E(x))/G(x)]=Remainder[E(x)/G(x)]

  • 若 Remainder [ E ( x ) / G ( x ) ] ≠ 0 \text{Remainder}[E(x)/G(x)] \neq 0 Remainder[E(x)/G(x)]=0，则余数不为0，接收方判定数据出错。
  • 若 Remainder [ E ( x ) / G ( x ) ] = 0 \text{Remainder}[E(x)/G(x)] = 0 Remainder[E(x)/G(x)]=0，则 E ( x ) E(x) E(x) 是 G ( x ) G(x) G(x) 的倍数，此时会发生漏检，但这种情况的概率极低（ 1 / 2 r 1/2^r 1/2r），且可通过选择合适的 G ( x ) G(x) G(x) 进一步降低概率。

4. CRC检错能力的补充证明

CRC的强检错能力也可通过多项式性质证明，以两个典型结论为例：

  1. 检测所有奇数个比特错误
    奇数个比特错误对应的错误多项式 E ( x ) E(x) E(x) 有奇数个非零项。
    若生成多项式 G ( x ) G(x) G(x) 包含因子 ( x + 1 ) (x+1) (x+1)（即 G ( 1 ) = 0 G(1)=0 G(1)=0，模2运算下 1 + 1 = 0 1+1=0 1+1=0），则 E ( 1 ) = 1 E(1)=1 E(1)=1（奇数个1相加为1），因此 E ( x ) E(x) E(x) 不能被 G ( x ) G(x) G(x) 整除，余数不为0，错误可被检测。

  2. 检测所有长度 ≤ r \le r ≤r 的突发错误
    突发错误是指连续 b b b 位比特翻转，对应的多项式为 E ( x ) = x i ( 1 + x + x 2 + ⋯ + x b − 1 ) E(x)=x^i(1+x+x^2+\dots+x^{b-1}) E(x)=xi(1+x+x2+⋯+xb−1)，长度 b ≤ r b \le r b≤r。
    由于 deg ( E ( x ) ) = i + b − 1 \text{deg}(E(x))=i+b-1 deg(E(x))=i+b−1，且 G ( x ) G(x) G(x) 阶数为 r r r， b ≤ r b \le r b≤r 时 E ( x ) E(x) E(x) 的最高次项小于 G ( x ) G(x) G(x) 的最高次项，无法被 G ( x ) G(x) G(x) 整除，余数不为0，错误可被检测。

总结

CRC的正确性本质是多项式模2运算的整除性：

  • 无差错时，传输多项式是生成多项式的倍数 → 余数为0；
  • 有差错时，错误多项式大概率不是生成多项式的倍数 → 余数不为0。

Part 3. CRC漏检概率的证明

CRC 漏检概率的核心，其完整表述是：当错误多项式 E ( x ) E(x) E(x) 是生成多项式 G ( x ) G(x) G(x) 的倍数时，CRC 会发生漏检，且在随机错误模型下，漏检的概率约为 1 / 2 r 1/2^r 1/2r（ r r r 是生成多项式 G ( x ) G(x) G(x) 的阶数，即 CRC 校验码的长度）。

下面我们从错误模型、多项式整除性、概率推导三个层面，严谨证明这个结论：

1. 前提：随机错误模型假设

漏检概率的计算基于一个合理的工程假设：

  • 数据在传输过程中，每个比特发生翻转的概率是独立的，且错误模式是随机分布的。
  • 错误多项式 E ( x ) E(x) E(x) 的每一项系数（对应比特是否翻转）是 0 或 1 的随机变量，所有可能的 E ( x ) E(x) E(x) 出现的概率均等。

2. 漏检的充要条件

根据之前的 CRC 正确性证明，接收方计算的余数为：
Remainder [ T ′ ( x ) / G ( x ) ] = Remainder [ E ( x ) / G ( x ) ] \text{Remainder}[T'(x)/G(x)] = \text{Remainder}[E(x)/G(x)] Remainder[T′(x)/G(x)]=Remainder[E(x)/G(x)]
漏检发生的充要条件是：
Remainder [ E ( x ) / G ( x ) ] = 0 \text{Remainder}[E(x)/G(x)] = 0 Remainder[E(x)/G(x)]=0
等价于：
E ( x ) = K ( x ) ⋅ G ( x ) E(x) = K(x) \cdot G(x) E(x)=K(x)⋅G(x)
其中 K ( x ) K(x) K(x) 是任意非零多项式。也就是说，只有当错误模式恰好对应 G ( x ) G(x) G(x) 的某个倍数时，才会漏检。

3. 概率推导：为什么漏检概率是 1 / 2 r 1/2^r 1/2r

我们可以从余数空间的大小和错误多项式的分布两个角度分析：

  1. 余数空间的大小
    对于阶数为 r r r 的生成多项式 G ( x ) G(x) G(x)，任何多项式除以 G ( x ) G(x) G(x) 得到的余数 R ( x ) R(x) R(x) 满足：
    deg ( R ( x ) ) < r \text{deg}(R(x)) < r deg(R(x))<r
    因此余数 R ( x ) R(x) R(x) 对应的二进制序列长度为 r r r 位，总共有 2 r 2^r 2r 种可能的余数（从 000 ⋯ 0 000\cdots0 000⋯0 到 111 ⋯ 1 111\cdots1 111⋯1）。

  2. 随机错误下的余数分布
    在随机错误模型中，错误多项式 E ( x ) E(x) E(x) 是完全随机的，因此它除以 G ( x ) G(x) G(x) 得到的余数也是均匀分布在 2 r 2^r 2r 种可能中的。

    • 余数为 0 0 0 的情况，恰好对应漏检场景，仅占 1 1 1 种。
    • 其余 2 r − 1 2^r-1 2r−1 种余数均会被检测到。

  3. 最终概率计算
    漏检概率 = （余数为 0 的情况数） / （总余数情况数） = 1 2 r \frac{1}{2^r} 2r1​

4. 关键补充：为什么实际漏检概率极低

  • 对于 CRC-32（ r = 32 r=32 r=32），漏检概率为 1 / 2 32 ≈ 2.3 × 1 0 − 10 1/2^{32} \approx 2.3 \times 10^{-10} 1/232≈2.3×10−10，这是一个几乎可以忽略的极小值。
  • 工程中选择的生成多项式（如 CRC-32 标准多项式）还会额外满足一些性质（比如包含因子 x + 1 x+1 x+1），可以进一步排除特定类型的错误（如奇数个比特错误），让实际漏检概率比理论值更低。

总结

CRC 漏检的本质是错误多项式恰好是生成多项式的倍数，在随机错误模型下，由于余数均匀分布在 2 r 2^r 2r 种可能中，因此漏检概率为 1 / 2 r 1/2^r 1/2r，且 r r r 越大（校验码越长），漏检概率越低。

Part 4. CRC-16 的C语言实现

以下是 CRC-16（标准多项式：0x8005，对应 x 16 + x 15 + x 2 + 1 x^{16}+x^{15}+x^2+1 x16+x15+x2+1）的C语言实现，包含「逐位计算法」和「查表优化法」两种核心方式（前者直观易懂，后者效率更高），并附带详细注释和测试用例，帮助理解CRC的计算过程。

一、CRC-16 核心参数说明

  • 生成多项式： G ( x ) = x 16 + x 15 + x 2 + 1 G(x) = x^{16} + x^{15} + x^2 + 1 G(x)=x16+x15+x2+1 → 二进制 1000000000000101 → 十六进制 0x8005
  • 校验码长度： r = 16 r=16 r=16 位（2字节）
  • 初始值：0xFFFF（常见约定，也可根据协议调整为 0x0000）
  • 异或输出：0xFFFF（最终结果需与该值异或，部分协议可能为 0x0000）
  • 运算规则：高位优先（MSB First）

二、实现代码（含两种方法+测试用例）

#include <stdint.h>
#include <stdio.h>
#include <string.h>

// -------------------------- 方法1：逐位计算法（直观易懂，适合理解原理）--------------------------
/**
 * @brief  CRC-16 逐位计算（高位优先）
 * @param  data: 待校验的原始数据
 * @param  len:  原始数据长度（字节数）
 * @return 16位CRC校验码（uint16_t）
 */
uint16_t crc16_bitwise(const uint8_t *data, uint32_t len) {
    const uint16_t poly = 0x8005;  // 生成多项式 G(x) = x^16 + x^15 + x^2 + 1
    uint16_t crc = 0xFFFF;         // 初始值（约定值）

    // 1. 遍历每一个字节（原始数据的所有字节）
    for (uint32_t i = 0; i < len; i++) {
        // 2. 将当前字节与CRC的高8位异或（CRC共16位，高8位是 crc >> 8）
        crc ^= (uint16_t)(data[i] << 8);  // 左移8位，对齐CRC高8位

        // 3. 遍历当前字节的每一位（8位）
        for (uint8_t j = 0; j < 8; j++) {
            // 4. 判断CRC最高位是否为1：若为1，左移后异或多项式；若为0，仅左移
            if (crc & 0x8000) {  // 0x8000 是 16位的最高位（第15位）
                crc = (crc << 1) ^ poly;
            } else {
                crc <<= 1;  // 最高位为0，左移后无需异或
            }
        }
    }

    // 5. 最终结果与 0xFFFF 异或（约定输出处理）
    return crc ^ 0xFFFF;
}

// -------------------------- 方法2：查表优化法（效率更高，工程常用）--------------------------
// 步骤1：预生成CRC-16 查找表（256个值，对应0~255每个字节的CRC结果）
static uint16_t crc16_table[256] = {0};

/**
 * @brief  预生成CRC-16查找表（程序启动时调用1次即可）
 */
void crc16_init_table(void) {
    const uint16_t poly = 0x8005;
    // 遍历0~255所有可能的字节值
    for (uint16_t i = 0; i < 256; i++) {
        uint16_t crc = i << 8;  // 对齐16位CRC的高8位
        // 逐位计算当前字节的CRC值，存入表中
        for (uint8_t j = 0; j < 8; j++) {
            if (crc & 0x8000) {
                crc = (crc << 1) ^ poly;
            } else {
                crc <<= 1;
            }
        }
        crc16_table[i] = crc;
    }
}

/**
 * @brief  CRC-16 查表计算（高位优先，效率是逐位法的8倍）
 * @param  data: 待校验的原始数据
 * @param  len:  原始数据长度（字节数）
 * @return 16位CRC校验码（uint16_t）
 */
uint16_t crc16_table_lookup(const uint8_t *data, uint32_t len) {
    uint16_t crc = 0xFFFF;  // 初始值

    for (uint32_t i = 0; i < len; i++) {
        // 核心：用当前字节与CRC高8位异或，作为查表索引，再更新CRC
        crc = (crc << 8) ^ crc16_table[(crc >> 8) ^ data[i]];
    }

    return crc ^ 0xFFFF;  // 最终异或输出
}

// -------------------------- 测试用例 --------------------------
int main(void) {
    // 测试数据1："123456789"（CRC-16标准测试数据，预期结果：0xBB3D）
    const uint8_t test_data1[] = "123456789";
    uint32_t len1 = strlen((const char *)test_data1);

    // 测试数据2：自定义数据（如0x01, 0x02, 0x03），可自行验证
    const uint8_t test_data2[] = {0x01, 0x02, 0x03, 0x04, 0x05};
    uint32_t len2 = sizeof(test_data2) / sizeof(test_data2[0]);

    // 初始化查找表（仅需1次）
    crc16_init_table();

    // 方法1：逐位计算测试
    uint16_t crc1 = crc16_bitwise(test_data1, len1);
    uint16_t crc3 = crc16_bitwise(test_data2, len2);

    // 方法2：查表计算测试
    uint16_t crc2 = crc16_table_lookup(test_data1, len1);
    uint16_t crc4 = crc16_table_lookup(test_data2, len2);

    // 输出结果
    printf("=== CRC-16 测试结果 ===\n");
    printf("测试数据1：%s\n", test_data1);
    printf("逐位计算结果：0x%04X（预期：0xBB3D）\n", crc1);
    printf("查表计算结果：0x%04X（预期：0xBB3D）\n\n", crc2);

    printf("测试数据2：0x01, 0x02, 0x03, 0x04, 0x05\n");
    printf("逐位计算结果：0x%04X\n", crc3);
    printf("查表计算结果：0x%04X\n", crc4);

    return 0;
}

三、代码核心逻辑解释（对应CRC原理）

1. 逐位计算法（重点理解）

完全对应之前讲的「多项式模2除法」，每一步都能映射到代数运算：

  • 初始值 0xFFFF：相当于模2除法的「初始余数」（约定值，可调整）。
  • crc ^= (data[i] << 8)：将当前字节（8位）与CRC的高8位异或，对应「多项式相加」（模2运算）。
  • 判断最高位 crc & 0x8000：对应模2除法中「除数（生成多项式）与被除数最高位对齐」，若被除数最高位为1，则减去除数（异或多项式）。
  • 左移操作 crc << 1：对应模2除法的「被除数右移一位」（等价于多项式乘以 x x x）。
  • 最终异或 0xFFFF：是CRC的约定输出处理，目的是避免全0数据的CRC结果为0（可选，部分协议无此步骤）。
2. 查表优化法（工程实用）
  • 核心思想：预先生成「0~255每个字节对应的CRC中间结果」（存在crc16_table中），计算时直接查表，无需逐位循环，效率提升8倍（因为每个字节少了8次位运算）。
  • 查表公式 crc = (crc << 8) ^ crc16_table[(crc >> 8) ^ data[i]]：
    1. crc << 8：CRC左移8位，腾出低8位空间。
    2. (crc >> 8) ^ data[i]：用CRC的高8位与当前字节异或，得到查表索引（0~255）。
    3. 异或查表结果：快速得到当前字节的CRC贡献值，更新CRC。

四、测试结果验证

编译运行代码后，输出应满足：

  • 标准测试数据 "123456789" 的CRC-16结果固定为 0xBB3D（行业通用验证值），说明代码正确。
  • 逐位法和查表法结果完全一致，证明两种实现等价。

五、灵活调整（适配不同协议）

如果需要适配其他CRC-16变种（如Modbus-RTU、CCITT），只需修改3个参数：

协议生成多项式初始值异或输出
标准CRC-160x80050xFFFF0xFFFF
Modbus-RTU0x80050xFFFF0x0000
CRC-16-CCITT0x10210x00000x0000

例如，若要实现Modbus-RTU的CRC-16，只需将代码中 return crc ^ 0xFFFF 改为 return crc ^ 0x0000 即可。

通过这段代码，可以直观看到：CRC的计算本质是「基于约定规则的位运算循环」，完全遵循多项式模2除法的代数逻辑。

CRC 原理概述
元直的博客
06-02 1087
CRC（循环冗余校验）是一种基于多项式除法的差错检测码，通过将数据视为二进制多项式并进行模2除法运算生成校验码。文章详细介绍了CRC-8的实现原理，包括生成多项式选择（如x⁸+x²+x+1）、移位寄存器的LFSR算法，以及32位数据的处理过程。提供了Verilog代码示例，包括组合逻辑并行计算和时序逻辑串行计算两种实现方式，并给出了参数化设计以支持不同协议需求。核心LFSR算法通过左移位和条件异或操作模拟多项式除法，最终生成校验码。该技术广泛应用于数据传输和存储的差错检测，具有高效可靠的特性。
深入浅出CRC校验：从数学原理到单周期硬件实现 （2）CRC数学多项式基础
最新发布
GateWorld的博客
09-11 974
CRC校验的核心在于优雅的数学原理：基于模2运算（等同于异或操作）和多项式除法。二进制数据被表示为多项式，通过与生成多项式进行模2除法得到余数作为校验值。这种设计能有效检测单比特、双比特、奇数个错误及突发错误。实际计算时，需在数据后补零（补零数等于生成多项式次数），执行模2除法后获得的余数即为CRC值。接收方用相同多项式验证传输数据，余数为0则表明数据正确。CRC算法通过这种数学转换，实现了高效可靠的错误检测功能。
CRC校验算法的数学原理（上）
zhulong20120418的博客
10-26 2501
CRC校验算法的数学原理及实际应用上半部分
CRC校验算法的数学原理（下）
zhulong20120418的博客
11-15 596
CRC校验算法的数学原理及实际应用下半部分
CRC冗余的数学原理和纠错功能
qq_47529104的博客
09-18 1704
在介绍重点内容之前先介绍一下模二加法，模二减法，模二乘法与除法 1、模二加法 模二加法，看起来是不是和十进制加法有些类似，比如都有进位，模都有上限。但是在CRC这里的模二加法不考虑进位，它说是模二加法，不如说它是异或运算，为什么这么说呢？看个例子： 比如1001+0101，如果是常规的二进制计算其结果位1110，但是换成模二运算的话，其结果就变为了1100，因为在计算中将进位忽略了，这就导致这种运算实际上是位与位的异或运算，我们其实也可以以更简单的方式去看待这个模二加法，就是只需要关注两个数对应的位.
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CRC校验原理
Ai_Sj的博客
06-22 3508
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