專利名稱：在通信系統(tǒng)中生成代碼的設(shè)備和方法
背景技術(shù)：
1.發(fā)明領(lǐng)域本發(fā)明一般涉及數(shù)據(jù)通信系統(tǒng)中的代碼生成，尤其涉及在分組通信系統(tǒng)或應(yīng)用重新發(fā)送方案的一般通信系統(tǒng)中，在考慮了特播碼(turbo code)的特性之后生成互補(bǔ)特播碼的設(shè)備和方法。
2.相關(guān)技術(shù)描述一般說來，利用IR(增量冗余)的ARQ(自動重復(fù)請求)系統(tǒng)分為HARQ(混合自動重復(fù)請求)II型系統(tǒng)和HARQ III型系統(tǒng)。HARQ II型系統(tǒng)在每次發(fā)送時(shí)支持高于1.0的代碼率，并且根據(jù)信道狀況可變地控制發(fā)送冗余量。這里，代碼率R高于1.0意味著代碼碼元(symbol)的個(gè)數(shù)小于信息碼元的個(gè)數(shù)。HARQ II型系統(tǒng)將以前接收的冗余與當(dāng)前接收的冗余組合在一起，生成新的低代碼率碼字，并且重復(fù)這個(gè)過程。但是，HARQ III型系統(tǒng)被設(shè)計(jì)成使每次發(fā)送或重新發(fā)送時(shí)使用的代碼的代碼率R小于1.0。這使得當(dāng)由于差的信道狀況或檢測錯(cuò)誤而在發(fā)送期間許多分組丟失時(shí)，可以只利用新接收的代碼進(jìn)行解碼。當(dāng)以代碼率R接收的所有代碼可以被獨(dú)立解碼時(shí)，稱這些代碼為“可自解碼代碼(SDC)”。
利用特播碼的HARQ II型或HARQ III型系統(tǒng)使用準(zhǔn)互補(bǔ)特播碼(QCTC)，以便使代碼組合的性能達(dá)到最大。

圖1顯示了生成QCTC的設(shè)備的方塊圖。
參照圖1，編碼器301通過編碼輸入編碼器分組生成編碼碼元。編碼器301使用具有R＝1/5或任何其它代碼率的母代碼。母代碼由正在使用的系統(tǒng)來確定。例如，具有R＝1/5的特播碼在這里用作母代碼。多路分用器(DEMUX)302把從編碼器301接收的代碼碼元分組成信息碼元X(303)、奇偶校驗(yàn)碼元Y0(313)、奇偶校驗(yàn)碼元Y1(323)、奇偶校驗(yàn)碼元Y0′(333)、和奇偶校驗(yàn)碼元Y1′(343)，并且把5個(gè)碼元組分別輸出到相應(yīng)的子塊交織器304、314、324、334、和344。子塊交織器304、314、324、334、和344通過子塊交織，隨機(jī)置換從多路分用器302輸出的序列，并輸出置換的碼元。通過子塊交織隨機(jī)化的碼字碼元被施加到相應(yīng)的塊。把從第一交織器304輸出的交織編碼碼元X(306)直接施加到序列(或碼元)鏈接器307的輸入端。把從第二和第三交織器314和324輸出的交織奇偶校驗(yàn)碼元Y0和Y1輸入到第一多路復(fù)用器(MUX)305，和把從第四和第五交織器334和344輸出的交織奇偶校驗(yàn)碼元Y0′和Y1′輸入到第二多路復(fù)用器MUX 315。第一MUX 305多路復(fù)用交織奇偶校驗(yàn)碼元Y0和Y1，并且把輸出(316)饋送到序列鏈接器307。第二MUX 315多路復(fù)用交織奇偶校驗(yàn)碼元Y0′和Y1′，并且把輸出(326)饋送到序列鏈接器307。也就是說，從編碼器301接收的編碼碼元被分成三個(gè)分組，即，從交織器304輸出的交織碼字碼元、由第一MUX 305重新排列的奇偶校驗(yàn)碼元Y0和Y1、和由第二MUX 315重新排列的奇偶校驗(yàn)碼元Y0′和Y1′。接著，序列(或碼元)鏈接器307通過依次鏈接子塊交織的信息碼元序列A、和多路復(fù)用奇偶校驗(yàn)碼元序列B和C，生成一個(gè)碼元序列[ABC]。序列(或碼元)重復(fù)器308根據(jù)預(yù)置規(guī)則，對來自序列鏈接器307的碼元進(jìn)行碼元重復(fù)。碼元收縮器(或子代碼Cij發(fā)生器)309通過根據(jù)預(yù)置規(guī)則，收縮來自鏈接序列重復(fù)器308的碼元，生成子代碼(即，QCTC)。下面詳細(xì)描述碼元收縮器309的操作。由子代碼發(fā)生器309進(jìn)行的子代碼生成操作公開在由本申請人以前提出的、名稱為“在通信系統(tǒng)中生成代碼的設(shè)備和方法(Apparatus and Method forGenerating Codes in a Communication System)”的韓國專利申請第2001-7357號，把這個(gè)專利申請的內(nèi)容插在這里，以供參考。
假設(shè)子代碼的發(fā)送從時(shí)刻k開始，在時(shí)刻(k+h)發(fā)送的子代碼被表示成Cij(k+h)，和圖1中具有R＝1/5的母代碼的編碼碼元被定義成Cm(0)，Cm(1)，...，Cm(N-1)。由于母代碼率是1/5，編碼碼元的個(gè)數(shù)N被定義為N＝N_INF×5。這里，N_INF表示交織子塊的長度，或信息碼元的個(gè)數(shù)。
步驟1確定初始子代碼的長度對于初始發(fā)送根據(jù)給定代碼率選擇可用QCTC的第一子代碼C00，C10，C20之一Ci0，并且把所選子代碼Ci0的長度存儲成變量L_SC。在基于包括發(fā)送信道狀況和輸入數(shù)據(jù)速率的信道環(huán)境的系統(tǒng)中，子代碼的代碼率或長度L_SC是預(yù)定的。為了更好地理解本發(fā)明，下面針對圖3所示的三個(gè)QCTC的情況加以描述，但是，子代碼的個(gè)數(shù)不局限于此。
步驟2選擇和發(fā)送用于初始發(fā)送的子代碼在確定了要發(fā)送的子代碼的長度之后，在母代碼的編碼碼元中選擇編碼碼元Cm(0)，Cm(1)，...，Cm(L_SC-1)。如果L_SC超過N，那么，發(fā)送Cm(0)，Cm(1)，...，Cm(L_SC-1)P次，然后，發(fā)送Cm(0)，Cm(1)，...，Cm(q-1)。這里，P和q分別是L_SC/N的商和余數(shù)，并且，P和q是通過L_SC mod N計(jì)算的。然后，為下一次發(fā)送存儲變量q，供檢測與交織碼元塊有關(guān)的前一次發(fā)送子代碼的最后一個(gè)碼元的位置之用。
步驟3確定用于下一次發(fā)送的子代碼的起始位置和子代碼的長度為了下一次發(fā)送，根據(jù)信道環(huán)境確定要發(fā)送的新子代碼的代碼率R_SC，和根據(jù)確定的代碼率確定子代碼的長度L_SC。長度L_SC和代碼率R_SC存在如下關(guān)系L_SC＝L_INF×(1/R_SC)... ......(1)為了每一次發(fā)送，高層系統(tǒng)把子代碼長度L_SC和子代碼代碼率R_SC發(fā)送給碼元收縮器309。
步驟4選擇和確定用于下一次發(fā)送的子代碼在確定了要發(fā)送的子代碼的長度L_SC之后，從母代碼的代碼碼元中選擇Cm(q)，Cm(q+1)，...，Cm(q+L_SC-1)代碼碼元。換句話說，從接在為前一次發(fā)送選擇的最后一個(gè)碼元的碼元開始，從母代碼編碼碼元中選擇子代碼長度那么多的碼元。如果q+L_SC超過N，那么，循環(huán)選擇從Cm(q)開始的N個(gè)編碼碼元，發(fā)送P次，然后，依次發(fā)送其余q個(gè)編碼碼元。這里，P和q分別是(q+L_SC)/N的商和余數(shù)，并且，通過(q+L_SC)mod N計(jì)算P和q。然后，為下一次發(fā)送存儲變量q，供檢測與交織碼元塊有關(guān)的前一次發(fā)送子代碼的最后一個(gè)碼元的位置之用。在發(fā)送生成的子代碼之后，過程返回到步驟3。
QCTC的子代碼選擇方法被詳細(xì)顯示在，例如，圖1的下半部中。參照圖1，在情況1中，首先發(fā)送代碼率為1/7的低代碼率子代碼，和在情況2中，首先發(fā)送代碼率為4/7的高代碼率子代碼。從這些情況中可以看出，重復(fù)含有N個(gè)碼字碼元的碼字P次，并且，在每次發(fā)送時(shí)，在基于子代碼的長度(或代碼率)的適當(dāng)尺寸依次分段重復(fù)的碼字碼元。在實(shí)際實(shí)施方案中，緩沖器不用于存儲P個(gè)碼字，而是單個(gè)循環(huán)緩沖器用于存儲N個(gè)碼字碼元，從而使得可以通過連續(xù)反饋啟用反復(fù)發(fā)送。另外，只要可以存儲N個(gè)軟量度，用于存儲接收碼字和鏈接存儲碼字的任何接收緩沖器都可用作接收器。
如上所述，與最后步驟相對應(yīng)的子代碼Cij發(fā)生器以基于子代碼代碼率Rs＝R_SC的任意長度，分段在前面步驟中根據(jù)特定規(guī)則重新排列的、具有R＝1/5的編碼碼元。
這里，如果分段的起點(diǎn)Fs是‘0’，那么，基于各種子代碼代碼率的分段方法如圖2所示。參照圖1和2，如果給出要根據(jù)相應(yīng)子代碼的代碼率分段的子代碼的長度，那么，QCTC發(fā)生器(圖1)分段具有R＝1/5的重新安排碼字序列的相應(yīng)長度那么多的碼字碼元。這里，分段分為兩種不同方法。第一種方法是應(yīng)用可變起點(diǎn)Fs。也就是說，首先發(fā)送的子代碼從Fs＝0開始，和后續(xù)子代碼的起點(diǎn)Fs被確定成從前一個(gè)子代碼的最后一個(gè)碼元位置開始的第(Ls+1)碼元位置。換句話說，所有子代碼被分段成在重復(fù)序列中連續(xù)地鏈接具有R＝1/5的重新排列碼字。將此稱為順序起點(diǎn)模式(SSPM)。第二種方法是應(yīng)用固定起點(diǎn)Fs。也就是說，首先發(fā)送的子代碼從Fs＝0開始，并且，隨后的子代碼從預(yù)定起點(diǎn)Fs開始。因此，不是所有的子代碼在具有R＝1/5的重新安排碼字重復(fù)的序列中，都可以順序鏈接的，和以可以根據(jù)子代碼代碼率重疊碼字碼元的形式分段的。將此稱為固定起點(diǎn)模式(FSPM)。
在QCTC的應(yīng)用中，就使解碼性能達(dá)到最大而言，SSPM成為最佳方案，并且，即使考慮了IR，也可以使代碼組合增益達(dá)到最大。但是，如果子代碼的代碼率接近1.0，那么，存在著除了初始子代碼之外的其它子代碼將非人所愿地變成非可自解碼代碼(NSDC)的可能性。如前所述，假設(shè)HARQ II型和HARQ III型都適用于SSPM。如果所有發(fā)送子代碼的代碼率都小于1.0，那么，應(yīng)用HARQ III型，而如果一部分子代碼的代碼率大于1.0，那么，應(yīng)用HARQ II型。
當(dāng)前提出的系統(tǒng)應(yīng)用所有子代碼的代碼率都小于1.0的HARQ III型意味著接收器通過依次地代碼組合所有接收子代碼進(jìn)行解碼。并且，在SSPM中，在發(fā)送器與接收器之間不交換冗余型式(RV(redundancy version))。這是因?yàn)樵赟SPM中沒有必要在發(fā)送器和接收器之間交換冗余型式。
但是，當(dāng)在非常差的信道環(huán)境中，一些子代碼丟失時(shí)，為了繼續(xù)進(jìn)行代碼組合，可能會發(fā)生等待丟失子代碼的現(xiàn)象。因此，在這種情況下，像在提供RV的HARQ III型中那樣，需要能夠獨(dú)立解碼各個(gè)子代碼的可自解碼代碼(SDC)。這意味著以每次子代碼率發(fā)送時(shí)，發(fā)送獨(dú)立的RV。由于這個(gè)原因，建議的方案是FSPM。在這種情況下，傳統(tǒng)使用的2-位SPID(子分組標(biāo)識符)與RV指示符一起使用，因此，在每次子代碼發(fā)送時(shí)，可以獨(dú)立地發(fā)送4種類型的RV或起點(diǎn)(Fs)。同時(shí)，由于發(fā)生碼元重疊，就使解碼性能達(dá)到最大而言，F(xiàn)SPM不能變成最佳方案。并且，即使考慮了IR，F(xiàn)SPM也不能使代碼組合增益達(dá)到最大。
因此，在本發(fā)明的如下描述中，將首先分析SSPM和FSPM之間的差異，然后，分析各種方案的優(yōu)缺點(diǎn)。此后，將證明SSPM優(yōu)于FSPM。于是，本發(fā)明將提供能夠使FSPM具有與SSPM相同性能的方法。具體地說，本發(fā)明將顯示由于碼元重疊和碼元收縮，F(xiàn)SPM存在性能變差問題，并且提供自適應(yīng)SPID選擇方案，作為對這個(gè)問題的解決方案。
發(fā)明概述因此，本發(fā)明的一個(gè)目的是提供一種當(dāng)以SSPM或FSPM模式生成QCTC時(shí)，使子代碼中碼元重疊和碼元收縮達(dá)到最小的設(shè)備和方法。
本發(fā)明的另一個(gè)目的是提供一種當(dāng)在以SSPM或FSPM模式生成QCTC中，利用SPID指定起點(diǎn)時(shí)，使子代碼中碼元重疊和碼元收縮達(dá)到最小的SPID選擇設(shè)備和方法。
根據(jù)本發(fā)明的第一方面，提供了根據(jù)從接收信息流和以代碼率運(yùn)行的特播編碼器生成的QCTC得出的信道環(huán)境，發(fā)送通過與特播編碼器的代碼率相同或不同的子代碼率確定的子代碼的方法。該方法包括把QCTC的長度N分成預(yù)定個(gè)數(shù)的段，確定與分段相對應(yīng)的SPID(子代碼分組標(biāo)識符)，和指定為子代碼的初始發(fā)送分配的SIPD之一；計(jì)算由N-Fs表示的其余碼元的個(gè)數(shù)，其中，N是QCTC的長度，和Fs是QCTC的子代碼的起始碼元位置；通過將其余碼元的個(gè)數(shù)與子代碼的長度相比較，確定子代碼的最后碼元位置；和依次發(fā)送子代碼從起始碼元位置Fs到最后碼元位置Ls的碼元。
為了響應(yīng)發(fā)送子代碼的重新發(fā)送請求，最好把除了指定SPID之外的SPID中與最后碼元位置Ls最接近的SPID選作重新發(fā)送子代碼的起始碼元位置。
根據(jù)本發(fā)明的第二方面，提供了根據(jù)從接收信息流和以代碼率運(yùn)行的特播編碼器生成的QCTC得出的信道環(huán)境，發(fā)送通過與特播編碼器的代碼率相同或不同的子代碼率確定的子代碼的方法。該方法包括計(jì)算由N-Fs表示的其余碼元的個(gè)數(shù)，其中，N是QCTC的碼字長度，和Fs是QCTC的子代碼的起始碼元位置；通過將其余碼元的個(gè)數(shù)與子代碼的長度相比較，確定子代碼的最后碼元位置；和依次發(fā)送子代碼從起始碼元位置Fs到最后碼元位置Ls的碼元。
附圖簡述通過結(jié)合附圖，進(jìn)行如下詳細(xì)描述，本發(fā)明的上面和其它目的、特征和優(yōu)點(diǎn)將更加清楚，在附圖中圖1顯示了本發(fā)明所應(yīng)用的準(zhǔn)互補(bǔ)特播碼(QCTC)生成設(shè)備的方塊圖；圖2顯示了通過圖1所述的QCTC生成設(shè)備，利用具有母代碼率R＝1/5的特播編碼器生成子代碼的操作；圖3顯示了通過圖1所述的QCTC生成設(shè)備，以FSPM(固定開始點(diǎn)模式)模式生成子代碼的操作；圖4顯示了通過圖1所述的QCTC生成設(shè)備，以FSPM模式生成子代碼的操作；圖5顯示了用于利用具有母代碼率R＝1/5的特播編碼器生成子代碼的、圖1所述的QCTC生成設(shè)備的詳細(xì)硬件結(jié)構(gòu)；圖6是說明當(dāng)圖1所示的QCTC生成設(shè)備以FSPM模式生成子代碼時(shí)發(fā)生的碼元重疊現(xiàn)象的圖形；圖7顯示了當(dāng)圖1所示的QCTC生成設(shè)備以SSPM模式和FSPM模式運(yùn)行時(shí)在接收器上的解碼性能；圖8顯示了接收器從地址生成點(diǎn)開始解碼由圖1所示的QCTC生成設(shè)備生成的子代碼的操作；圖9顯示了接收器解碼由圖1所示的QCTC生成設(shè)備生成的子代碼的操作；圖10顯示了根據(jù)本發(fā)明第一實(shí)施例的SPID選擇過程；圖11顯示了根據(jù)本發(fā)明第二實(shí)施例以FSPM模式生成子代碼的過程；圖12顯示了根據(jù)本發(fā)明第二實(shí)施例的SPID選擇過程；圖13顯示了根據(jù)本發(fā)明第三實(shí)施例以FSPM模式生成子代碼的過程；圖14顯示了根據(jù)本發(fā)明第三實(shí)施例的SPID選擇過程；圖15顯示了根據(jù)本發(fā)明實(shí)施例以SSPM(順序起點(diǎn)模式)模式生成子代碼的過程；圖16顯示了根據(jù)本發(fā)明第四實(shí)施例的SPID選擇過程(第二實(shí)施例的變型)；和圖17顯示了根據(jù)本發(fā)明第五實(shí)施例的SPID選擇過程(第三實(shí)施例的變型)。
優(yōu)選實(shí)施例詳述下文參照附圖描述本發(fā)明的優(yōu)選實(shí)施例。在如下的描述中，對那些眾所周知的功能或結(jié)構(gòu)將不作詳細(xì)描述，否則的話，本發(fā)明的重點(diǎn)將不突出。
在如下的描述中，本發(fā)明將應(yīng)用于圖1所示的QCTC(或子代碼)生成設(shè)備，并且提供根據(jù)從利用接收信息流和具有給定代碼率的特播編碼器生成的QCTC中得出的信道環(huán)境，發(fā)送通過與特播編碼器的代碼率相同或不同的子代碼率確定的子碼字的方法。應(yīng)用了本發(fā)明實(shí)施例的子代碼生成設(shè)備可以以如上所述的SSPM或FSPM生成子碼字。在這里，本發(fā)明的實(shí)施例將分為以SSPM生成子代碼的操作(圖15)和以FSPM生成子代碼的操作，以便解決SSPM的問題(參見圖10到14，和圖16和17)。根據(jù)本發(fā)明選擇SPID和以FSPM生成子代碼的操作可以分為第一實(shí)施例(圖10)、第二實(shí)施例(圖11和12)、第三實(shí)施例(圖13和14)、第四實(shí)施例(圖16)、和第五實(shí)施例(圖17)。
A.固定起點(diǎn)QCTC分析固定起點(diǎn)模式(FSPM)下面介紹當(dāng)以FSPM生成QCTC時(shí)出現(xiàn)的問題。FSPM是通過把各個(gè)子代碼的代碼碼元的初始位置修改成稱為SPID的、發(fā)送冗余型式的2-位消息，確定具有相同子分組長度的4種可用模式，然后，使4個(gè)可用子代碼能夠變成可自解碼代碼(SDC)的發(fā)送方案。如果子代碼具有不同的子分組長度或代碼率，那么，對于2個(gè)SPID位，可以有更多的冗余型式。當(dāng)然，SPID位數(shù)不限于此。這里假設(shè)SPID位為，例如，2個(gè)位。原來與QCTC無關(guān)地提出來的這個(gè)方案被構(gòu)造成利用隨機(jī)交織器均勻地分配具有R＝1/5的編碼碼元，提供4個(gè)起點(diǎn)，然后根據(jù)SPID確定各個(gè)起點(diǎn)的位置。這里，子代碼的代碼率可以具有如圖3所示的任意值。
參照圖3，特播編碼器401以代碼率R＝1/5特播編碼具有長度L(L＝4a)的輸入信息，和輸出具有長度N(N＝5L＝20a)的碼字。隨機(jī)交織器402隨機(jī)地交織來自特播編碼器401的碼字(或編碼碼元)。子代碼形成部分403根據(jù)從事先來自隨機(jī)交織器402的交織碼字中確定的4個(gè)起點(diǎn)生成子代碼。如圖所示，起點(diǎn)被確定為通過將具有長度N的碼字分成4個(gè)相等的部分獲得的位置。
圖4顯示了利用母代碼率R＝1/5，以FSPM方案生成具有R＝2/3的子代碼的設(shè)備的方塊圖。參照圖4，特播編碼器401以代碼率R＝1/5特播編碼具有長度L(L＝4a)的輸入信息，和輸出具有長度N(N＝5L＝20a)的碼字。隨機(jī)交織器402隨機(jī)地交織來自特播編碼器401的碼字(或編碼碼元)。子代碼形成部分403根據(jù)事先從來自隨機(jī)交織器402的交織碼字中確定的4個(gè)起點(diǎn)生成子代碼。如圖所示，起點(diǎn)被確定為通過將具有長度N的碼字分成4個(gè)相等的部分獲得的位置，和每個(gè)子代碼是含有6a個(gè)編碼碼元、具有R＝2/5的碼字。
圖5顯示了含有具有母代碼率R＝1/5的特播編碼器的、用于生成具有R＝2/3的子代碼的設(shè)備。參照圖5，標(biāo)號501到503對應(yīng)于特播編碼器。第一分編碼器(ENC1)502編碼具有長度L(＝4a)的輸入信息位X，輸出奇偶校驗(yàn)碼元Y0(L個(gè)位)和Y0′(L個(gè)位)。交織器(T1)501根據(jù)預(yù)置規(guī)則交織輸入信息位。第二分編碼器(ENC2)503編碼來自交織器501的交織碼元，輸出奇偶校驗(yàn)碼元Y1(L個(gè)位)和Y1′(L個(gè)位)。碼元選擇器(或碼元收縮器)504根據(jù)預(yù)置規(guī)則，對輸入信息位X(L個(gè)位)、和奇偶校驗(yàn)碼元Y0和Y1、和Y0′和Y1′進(jìn)行收縮，輸出具有代碼率R＝2/3的子代碼。
以FSPM解碼FSPM存在如下解碼問題。首先，如圖3所示，當(dāng)子代碼的代碼率高于0.8時(shí)，在SC00中，存在丟失(即，未使用)的編碼碼元。其次，如圖4所示，當(dāng)子代碼的代碼率小于0.8時(shí)，在子代碼SC00、SC01、和SC10中，存在重疊編碼碼元。這種關(guān)系顯示在圖6中。如圖所示，當(dāng)子代碼的代碼率小于0.8時(shí)，在子代碼SC01和子代碼SC10之間存在許多重疊的編碼碼元。
例如，如果最大子代碼率Rs是0.8(＝4/5)，那么，不存在由第一個(gè)問題引起的丟失碼元。也就是說，在所有情況下，都不存在丟失碼元。反之，如果最大子代碼率Rs非常小，那么，在子代碼之間存在許多重疊的編碼碼元，這意味著解碼器在解碼之前進(jìn)行軟碼元組合。為了保證特播解碼器的性能，編碼碼元的平均能量Es應(yīng)該是均勻的(均勻特性)，并且，當(dāng)Es不均勻時(shí)，需要規(guī)則形式的周期模式(周期特性)。但是，重疊碼元的增加使得難以保證重疊碼元的特性，使解碼性能變差。換句話說，就平均能量Es而言，SSPM具有比FSPM更均勻的特性。
圖7顯示了用在接收器中的SSPM(情況A)和FSPM(情況B)之間的差異。在圖7中，碼字重復(fù)或序列重復(fù)是2。在情況A中，順序起點(diǎn)顯示出這樣的能量(Es)分布。那就是，如果接收器進(jìn)行軟碼元組合，那么，平均能量Es加倍?？蛇x地，一個(gè)部分變成三倍，而另一個(gè)部分加倍。但是，在情況B中，固定起點(diǎn)不是顯示出這樣的能量分布，而是顯示出碼元之間的能量差可以改變多達(dá)9dB。在接收器中組合的碼元能量的非均勻分布對解碼性能具有直接效應(yīng)，使平均性能變差。但是，在SSPM中，在整個(gè)編碼碼元上均勻分布著與序列重復(fù)因子一樣多的Es增量，和只有其它重復(fù)碼元具有比Es高+3dB的能量，這個(gè)能量也均勻分布在碼字中。也就是說，SSPM通過相同的序列重復(fù)，保證了最佳性能。這個(gè)原因?qū)⒄請D8加以描述。
參照圖8，接收器使用N個(gè)緩沖器(或N×Q-位緩沖器)。緩沖器可以用循環(huán)緩沖器來實(shí)現(xiàn)?？蛇x地，可以把緩沖器的存儲空間設(shè)計(jì)成使具有固定尺寸的緩沖器地址發(fā)生器可以生成循環(huán)地址。如圖8所示，對于C00，接收器從起始地址ADDR0開始，存儲N個(gè)碼元，并且，從那個(gè)位置開始，把6144(21504-15360)個(gè)碼元存儲在緩沖器中。由于這是存儲前面N個(gè)碼元之后的碼元的步驟，接收器以上述方式將當(dāng)前存儲的碼元與以前存儲的碼元軟組合，并且存儲軟組合的碼元。這里，軟組合結(jié)束的地址被稱為“ADDR A”。接著，當(dāng)以相同方式接收到C10時(shí)，接收器在從“ADDR A”開始前進(jìn)10752個(gè)碼元的同時(shí)，把接收碼元存儲在緩沖器中。由于這也是存儲前面N個(gè)碼元之后的碼元的步驟，接收器以上述方式將當(dāng)前存儲的碼元與以前存儲的碼元軟組合，并且存儲軟組合的碼元。這里，軟組合結(jié)束的地址被稱為“ADDR B”。接著，當(dāng)以相同方式接收到C20時(shí)，接收器在從“ADDR B”開始前進(jìn)5376個(gè)碼元的同時(shí)，把接收碼元存儲在緩沖器中。這里，軟組合結(jié)束的地址被稱為“ADDR C”。接著，當(dāng)以相同方式接收到C21時(shí)，接收器在從“ADDR C”開始前進(jìn)5376個(gè)碼元的同時(shí)，把接收碼元存儲在緩沖器中。這里，軟組合結(jié)束的地址被稱為“ADDR D”。接收器通過以上述方式對通過一個(gè)編碼分組發(fā)送的子代碼連續(xù)進(jìn)行軟組合，最后生成總共N個(gè)碼字碼元的軟量度。此外，這種方法也可以被認(rèn)為是在發(fā)送器中為QCTC實(shí)現(xiàn)子代碼生成方案的方法?？偠灾@種方法與實(shí)現(xiàn)確定初始子代碼的長度的步驟1、為初始發(fā)送選擇和發(fā)送子代碼的步驟2、為下一次發(fā)送確定子代碼的起點(diǎn)和子代碼的長度的步驟3、和為下一次發(fā)送選擇和發(fā)送子代碼的步驟4的方法相同。因此，接收器在利用循環(huán)緩沖方法，根據(jù)發(fā)送器發(fā)送的子代碼類型信息，均等地把子代碼映射成具有R＝1/5的碼字的同時(shí)，可以進(jìn)行軟組合。由于存儲在循環(huán)緩沖器中的接收碼元是有規(guī)則地積累的，順序起點(diǎn)具有如結(jié)合圖7所述的均勻組合的Es。
圖9顯示了根據(jù)本發(fā)明以SSPM進(jìn)行解碼的方案的方塊圖。如圖所示，假設(shè)到目前為止發(fā)送器發(fā)送的子代碼是C00、C10、C20和C21。也就是說，C00代表含有21504個(gè)碼字碼元的發(fā)送子代碼，C10代表含有10752個(gè)碼字碼元的發(fā)送子代碼，和C20和C21代表每個(gè)含有5376個(gè)碼字碼元的發(fā)送子代碼。因此，直到現(xiàn)在為止，接收器總共發(fā)送了4個(gè)子代碼，所有這些是作為具有不同子代碼率的子代碼，通過一個(gè)信息塊的編碼分組(例如，在這里3072個(gè)位供它使用)發(fā)送的。因此，接收器通過以上述方式軟組合子代碼，生成N個(gè)碼字的軟量度。接收器通過重新排列4個(gè)子代碼，進(jìn)行軟組合，以便使具有R＝1/5的碼字的15360(＝3072×5)個(gè)碼字碼元的位置應(yīng)該與各個(gè)子代碼的碼字碼元的位置相同。由于子代碼C00的長度21504大于N，接收器排列15360個(gè)碼元，然后，像在序列重復(fù)方法中那樣，從頭開始依次排列其它6144(＝21504-15360)個(gè)碼字碼元，并且對排列的碼字碼元進(jìn)行軟碼元組合。同樣，由于C10是在C00之后發(fā)送的，接收器也在C00的末端之后存儲C10，然后，對它們進(jìn)行軟碼元組合。同樣，由于C20和C21是在C10之后發(fā)送的，接收器也在C10的末端之后存儲C20和C21，然后，對存儲的子代碼進(jìn)行軟碼元組合。
B.實(shí)施例SSPM發(fā)送圖15顯示了根據(jù)本發(fā)明實(shí)施例的與SSPM有關(guān)的發(fā)送算法。在圖15中，Lsc代表子分組的長度，N代表由具有代碼率R的特播編碼器編碼的碼字碼元的個(gè)數(shù)，F(xiàn)s代表每個(gè)子分組的起始碼元位置(或起點(diǎn))，和Ls代表最后碼元位置(或終點(diǎn))。并且，NRES代表通過給定公式計(jì)算的變量。在如下的算法中，‘[x]’代表小于給定值‘x’的最大整數(shù)。另外，NCR代表由N個(gè)碼元組成的整個(gè)碼字的重復(fù)頻率。
參照圖15，在步驟1501中，對于新的編碼器分組，子代碼發(fā)生器把起點(diǎn)Fs重置成零(0)。如果存在以前發(fā)送的子代碼，子代碼發(fā)生器就把從以前發(fā)送的子分組中確定的Ls作為Fs。此后，在步驟1503中，子代碼發(fā)生器通過從碼字碼元的個(gè)數(shù)N中減去確定的起點(diǎn)Fs，計(jì)算其余碼元的個(gè)數(shù)NRES。子代碼發(fā)生器在步驟1505中確定計(jì)算的其余碼元個(gè)數(shù)NRES是否大于等于當(dāng)前發(fā)送子代碼(或子分組)的長度Lsc。如果其余碼元的個(gè)數(shù)NRES大于等于子代碼的長度Lsc，那么，在步驟1507中，子代碼發(fā)生器就把子代碼的終點(diǎn)Ls更新成‘Fs+Lsc-1’。此后，在步驟1509中，子代碼發(fā)生器依次發(fā)送從確定的起點(diǎn)Fs到確定的終點(diǎn)Ls的編碼碼元。但是，如果其余碼元的個(gè)數(shù)NRES小于子代碼的長度Lsc，那么，如方程(2)和(3)所示的那樣，子代碼發(fā)生器在步驟1511和1513中，確定如下的子代碼的終點(diǎn)LsNCR＝[(Lsc-NRES)/N] ...(2)Ls＝(Ls-NRES)-N×NCR-1...(3)在步驟1507或1513之后，子代碼發(fā)生器在步驟1509中，依次發(fā)送從起點(diǎn)Fs到第(N-1)碼元點(diǎn)的碼元。接著，子代碼發(fā)生器為了發(fā)送重復(fù)所有N個(gè)碼元多達(dá)NCR次。最后，子代碼發(fā)生器發(fā)送從第0碼元位置到第Ls碼元位置的碼元，然后，轉(zhuǎn)到步驟1515。在發(fā)送了與子代碼相對應(yīng)的碼元之后，子代碼發(fā)生器在步驟1515中把起點(diǎn)Fs更新成‘(Ls+1)mod N’。子代碼發(fā)生器在步驟1517中確定是否請求下一個(gè)子分組(或重新發(fā)送)。如果請求了下一個(gè)子分組的發(fā)送，子代碼發(fā)生器就返回到步驟1503，重復(fù)上述步驟。否則，子代碼發(fā)生器返回到步驟1501。
如上所述，F(xiàn)SPM的缺點(diǎn)在于，存在著許多重疊碼元，并且重疊碼元使解碼器的性能下降。因此，需要一種使重疊碼元的個(gè)數(shù)達(dá)到最小的方法。
FSPM發(fā)送的第一實(shí)施例在FSPM中，必須依次或以預(yù)定順序發(fā)送SPID。這樣就提高了前置碼的檢錯(cuò)能力和降低了假報(bào)警率(FAR)。也就是說，必須依次發(fā)送SPID。如果不規(guī)則地發(fā)送SPID，那么，不使用CRC(循環(huán)冗余校驗(yàn)碼)就不可能檢測到SPID的錯(cuò)誤。下面給出兩個(gè)例子。在情況2中，無法檢測到SPID的錯(cuò)誤，因此，應(yīng)該依賴于在包括SPID的整個(gè)發(fā)送前置碼上的檢錯(cuò)。因此，如果假設(shè)利用前向輔助分組數(shù)據(jù)控制信道(F-SPDCCH)的系統(tǒng)不使用CRC地發(fā)送SPID，那么，必須依次或以預(yù)定順序指定SPID。
情況1)順序SPID0→1→2→3→0→1→2→3→0...
情況2)隨機(jī)SPID0→3→1→2→1→0→3→2→1...
在指定情況1和情況2時(shí)，重點(diǎn)放在檢錯(cuò)上，而不是放在碼元重疊問題上。
圖10顯示了根據(jù)本發(fā)明第一實(shí)施例的SPID選擇過程。在圖10中，P代表指定給SPID的位數(shù)，和M代表用P個(gè)位表示的最大整數(shù)。也就是說，如果P＝2，那么，M＝4。并且，N代表用母代碼編碼的編碼碼元的個(gè)數(shù)。例如，當(dāng)代碼率是R＝1/5和輸入信息的長度是100時(shí)，用母代碼編碼的編碼碼元的個(gè)數(shù)變成N＝L/R＝500。另外，Lsc代表子分組的長度，F(xiàn)s代表每個(gè)子分組的起始碼元位置(或起點(diǎn))，和Ls代表每個(gè)子分組的最后碼元位置(或終點(diǎn))。NRES代表通過給定公式計(jì)算的變量。在如下的算法中，‘[x]’代表小于給定值‘x’的最大整數(shù)。NCR代表由N個(gè)碼元組成的整個(gè)碼字的重復(fù)頻率。這個(gè)過程是由圖1所示的QCTC生成設(shè)備中的子代碼發(fā)生器完成的。
參照圖10，在步驟1001中，對于新的編碼器分組(EP)，子代碼發(fā)生器把SPID初始化成零(0)。并且，子代碼發(fā)生器還初始化子代碼的起點(diǎn)Fs和終點(diǎn)Ls。SPID與起點(diǎn)Fs存在如下關(guān)系SPID＝1∶(N/M)SPID＝2∶(2N/M)SPID＝3∶(3N/M).
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SPID＝(M-1)∶(M-1)(N/M)在步驟1003中，子代碼發(fā)生器通過從碼字碼元的個(gè)數(shù)N中減去確定的起點(diǎn)Fs，計(jì)算其余碼元的個(gè)數(shù)NRES。子代碼發(fā)生器在步驟1005中確定計(jì)算的其余碼元個(gè)數(shù)NRES是否大于等于當(dāng)前發(fā)送子代碼(或子分組)的長度Lsc。如果其余碼元的個(gè)數(shù)NRES大于等于子代碼的長度Lsc，那么，在步驟1007中，子代碼發(fā)生器就把子代碼的終點(diǎn)Ls更新成‘Fs+Lsc-1’。在步驟1009中，子代碼發(fā)生器依次發(fā)送從起點(diǎn)Fs到確定的終點(diǎn)Ls的編碼碼元，然后，轉(zhuǎn)到步驟1015。相反，如果其余碼元的個(gè)數(shù)NRES小于子代碼的長度Lsc，那么，子代碼發(fā)生器在步驟1011和1013中，確定也由方程(2)和(3)定義的、如下的子代碼的終點(diǎn)LsNCR＝[(Lsc-NRES)/N]...(2)Ls＝(Lsc-NRES)-N×NCR-1...(3)在步驟1007或1013之后，子代碼發(fā)生器在步驟1009中，依次發(fā)送從起點(diǎn)Fs到第(N-1)碼元點(diǎn)的碼元。接著，子代碼發(fā)生器在發(fā)送之前重復(fù)所有N個(gè)碼元多達(dá)NCR次。最后，子代碼發(fā)生器發(fā)送從第0碼元位置到第Ls碼元位置的碼元，然后，轉(zhuǎn)到步驟1015。在發(fā)送了與子代碼相對應(yīng)的碼元之后，子代碼發(fā)生器在步驟1015中選擇確定的SPID的下一個(gè)作為下一個(gè)子分組的起點(diǎn)Fs。子代碼發(fā)生器在步驟1017中確定是否請求下一個(gè)子分組(或重新發(fā)送)。這里，“請求下一個(gè)子分組”指的是由于未能接收到編碼器分組，請求重新發(fā)送由發(fā)送器發(fā)送的當(dāng)前編碼器分組(EP)。因此，不應(yīng)該重置SPID。因此，如果請求了下一個(gè)子分組的發(fā)送，子代碼發(fā)生器就返回到步驟1003，并且，重復(fù)上述步驟。否則，如果不請求下一個(gè)子分組的發(fā)送，則意味著應(yīng)該重置SPID。在這種情況下，由于成功地接收到當(dāng)前發(fā)送的EP，和由此請求新EP的發(fā)送，子代碼發(fā)生器返回到步驟1001。
FSPM發(fā)送的第二實(shí)施例如果CRC用在SPID發(fā)送消息中(即，CRC用在F-SPDCCH中)，那么，提供檢錯(cuò)功能。因此，在這種情況中，在FSPM下SPID的順序不需要依次的?？蛇x地，如果在SPID發(fā)送消息中不是非常需要檢錯(cuò)功能，那么，在FSPM下SPID的順序不需要依次的。在這種情況中，最好根據(jù)如下規(guī)則選擇下一個(gè)發(fā)送子代碼，以便為優(yōu)化解碼性能而降低重疊碼元的個(gè)數(shù)。這是因?yàn)?，對于子代碼的最大代碼率0.8，如果由于把具有R＝1/5的編碼碼元?jiǎng)澐殖?個(gè)相等部分的SPID而使子代碼率小于0.8，那么，不可避免地會發(fā)生碼元重疊。因此，在發(fā)送一個(gè)子代碼之后，優(yōu)化方法使收縮碼元，即，刪除的而不是在發(fā)送兩個(gè)子代碼時(shí)發(fā)送的碼元的個(gè)數(shù)達(dá)到最小。因此，需要一種使重疊碼元的個(gè)數(shù)達(dá)到最小的方法。也就是說，把下一個(gè)子分組的起點(diǎn)Fs確定為在與前一個(gè)子分組(或子代碼)的終點(diǎn)Ls最接近的SPID當(dāng)中小于或等于前一個(gè)子分組的終點(diǎn)Ls的值。當(dāng)以這種方式選擇起點(diǎn)Fs時(shí)，按照圖11所示的那樣發(fā)送子分組。如圖所示，在發(fā)送子分組SC1之后，子代碼發(fā)生器從小于或等于子分組SC1的終點(diǎn)的SPID(SPID＝00，SPID＝01，SPID＝10)當(dāng)中選擇最接近的SPID＝11，然后，從起點(diǎn)開始發(fā)送下一個(gè)子分組SC2。
圖12顯示了根據(jù)本發(fā)明第二實(shí)施例的SPID選擇過程。在圖12中，P代表指定給SPID的位數(shù)，和M代表用P個(gè)位表示的最大整數(shù)。也就是說，如果P＝2，那么，M＝4。并且，N代表用母代碼編碼的編碼碼元的個(gè)數(shù)。例如，當(dāng)代碼率是R＝1/5和輸入信息的長度是L＝100時(shí)，用母代碼編碼的編碼碼元的個(gè)數(shù)變成N＝L/R＝500。另外，Lsc代表子分組的長度，F(xiàn)s代表每個(gè)子分組的起始碼元位置(或起點(diǎn))，和Ls代表每個(gè)子分組的最后碼元位置(或終點(diǎn))。NRES代表通過給定公式計(jì)算的變量。在如下的算法中，‘[x]’代表小于給定值‘x’的最大整數(shù)。NCR代表由N個(gè)碼元組成的整個(gè)碼字的重復(fù)頻率。同時(shí)，根據(jù)正在使用的算法，可以不同地確定最后碼元位置。例如，也可以使用根據(jù)給定子代碼率確定碼元個(gè)數(shù)的方法，通過將確定的個(gè)數(shù)與N相比較，進(jìn)行序列重復(fù)，和像在上述順序發(fā)送方法中那樣，通過其余碼元的個(gè)數(shù)確定最后碼元位置Ls。
參照圖12，在步驟1201中，對于新的編碼器分組(EP)，子代碼發(fā)生器把SPID初始化成零(0)。并且，子代碼發(fā)生器還初始化子代碼的起點(diǎn)Fs和終點(diǎn)Ls。SPID與起點(diǎn)Fs存在如下關(guān)系SPID＝1∶(N/M)SPID＝2∶(2N/M)SPID＝3∶(3N/M).
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SPID＝(M-1)∶(M-1)(N/M)在步驟1203中，子代碼發(fā)生器通過從碼字碼元的個(gè)數(shù)N中減去確定的起點(diǎn)Fs，計(jì)算其余碼元的個(gè)數(shù)NRES。子代碼發(fā)生器在步驟1205中確定計(jì)算的其余碼元個(gè)數(shù)NRES是否大于等于當(dāng)前發(fā)送子代碼(或子分組)的長度Lsc。如果其余碼元的個(gè)數(shù)NRES大于等于子代碼的長度Lsc，那么，在步驟1207中，子代碼發(fā)生器就把子代碼的終點(diǎn)Ls更新成‘Fs+Lsc-1’。在步驟1209中，子代碼發(fā)生器依次發(fā)送從起點(diǎn)Fs到確定的終點(diǎn)Ls的編碼碼元，然后，轉(zhuǎn)到步驟1215。相反，如果其余碼元的個(gè)數(shù)NRES小于子代碼的長度Lsc，那么，子代碼發(fā)生器在步驟1211和1213中，確定也由方程(2)和(3)定義的、如下的子代碼的終點(diǎn)LsNCR＝[(Lsc-NRES)/N] ...(2)Ls＝(Lsc-NRES)-N×NCR-1 ...(3)在步驟1207或1213之后，子代碼發(fā)生器在步驟1209中，依次發(fā)送從起點(diǎn)Fs到第(N-1)碼元點(diǎn)的碼元。接著，子代碼發(fā)生器在發(fā)送之前重復(fù)所有N個(gè)碼元多達(dá)NCR次。最后，子代碼發(fā)生器發(fā)送從第0碼元位置到第Ls碼元位置的碼元，然后，轉(zhuǎn)到步驟1215。在發(fā)送了與子代碼相對應(yīng)的碼元之后，子代碼發(fā)生器在步驟1215中從確定的SPID中選擇起點(diǎn)Fs。這里，子代碼發(fā)生器選擇在與前一個(gè)子分組(或子代碼)的終點(diǎn)Ls最接近的SPID當(dāng)中小于或等于前一個(gè)子分組的終點(diǎn)Ls的值，作為下一個(gè)子分組的起點(diǎn)Fs。子代碼發(fā)生器在步驟1217中確定是否請求下一個(gè)子分組(或重新發(fā)送)。這里，“請求下一個(gè)子分組”指的是由于未能接收到編碼器分組，請求重新發(fā)送由發(fā)送器發(fā)送的當(dāng)前編碼器分組(EP)。因此，不應(yīng)該重置SPID，它應(yīng)當(dāng)連接到下一個(gè)SPID。因此，如果請求了下一個(gè)子分組的發(fā)送，子代碼發(fā)生器就返回到步驟1203，并且，重復(fù)上述步驟。否則，如果不請求下一個(gè)子分組的發(fā)送，那么，實(shí)際上意味著應(yīng)該重置SPID。在這種情況下，由于成功地接收到當(dāng)前發(fā)送的EP，和由此請求新EP的發(fā)送，子代碼發(fā)生器返回到步驟1201。
FSPM發(fā)送的第三實(shí)施例本發(fā)明提供了在發(fā)送一個(gè)子代碼之后，把下一個(gè)子代碼的起點(diǎn)選為與前一個(gè)子代碼的Ls最接近的SPID的另一種方法。也就是說，把大于或等于前一個(gè)子分組的終點(diǎn)Ls的SPID的最接近一個(gè)確定為Fs。這種方法需要碼元收縮，但是把重疊碼元的最大個(gè)數(shù)限制在N/8(＝(N/2)/2)上。同時(shí)，把收縮碼元的個(gè)數(shù)也限制在N/8(＝(N/2)/2)上。當(dāng)然，在通過減少重疊碼元的個(gè)數(shù)得到的增益與通過增加收縮碼元的個(gè)數(shù)引起的損失之間需要折衷。也就是說，對于下一個(gè)子分組(或子代碼)，子代碼發(fā)生器從前一個(gè)子分組(或子代碼)的終點(diǎn)Ls中選擇最接近的SPID(或Fs)。當(dāng)以這種方式選擇起點(diǎn)Fs時(shí)，按照圖13所示的那樣發(fā)送子分組。如圖所示，在發(fā)送了子分組SC1之后，子代碼發(fā)生器從子分組SC1的終點(diǎn)Ls中選擇最接近的SPID＝00，然后，從起點(diǎn)開始發(fā)送下一個(gè)SC2。在這種情況下，在子分組SC1和子分組SC2之間存在收縮碼元。
圖14顯示了根據(jù)本發(fā)明第三實(shí)施例的SPID選擇過程。在圖14中，P代表指定給SPID的位數(shù)，和M代表用P個(gè)位表示的最大整數(shù)。也就是說，如果P＝2，那么，M＝4。并且，N代表用母代碼編碼的編碼碼元的個(gè)數(shù)。例如，當(dāng)代碼率是R＝1/5和輸入信息的長度是L＝100時(shí)，用母代碼編碼的編碼碼元的個(gè)數(shù)變成N＝L/R＝500。另外，Lsc代表子分組的長度，F(xiàn)s代表每個(gè)子分組的起始碼元位置(或起點(diǎn))，和Ls代表每個(gè)子分組的最后碼元位置(或終點(diǎn))。NRES代表通過給定公式計(jì)算的變量。在如下的算法中，‘[x]’代表小于給定值‘x’的最大整數(shù)。NCR代表由N個(gè)碼元組成的整個(gè)碼字的重復(fù)頻率。同時(shí)，根據(jù)正在使用的算法，可以不同地確定最后碼元位置。
參照圖14，在步驟1401中，對于新的編碼器分組(EP)，子代碼發(fā)生器把SPID初始化成零(0)。并且，子代碼發(fā)生器還初始化子代碼的起點(diǎn)Fs和終點(diǎn)Ls。SPID與起點(diǎn)Fs存在如下關(guān)系SPID＝1∶(N/M)SPID＝2∶(2N/M)SPID＝3∶(3N/M).
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SPID＝(M-1)∶(M-1)(N/M)在步驟1403中，子代碼發(fā)生器通過從碼字碼元的個(gè)數(shù)N中減去確定的起點(diǎn)Fs，計(jì)算其余碼元的個(gè)數(shù)NRES。子代碼發(fā)生器在步驟1405中確定計(jì)算的其余碼元個(gè)數(shù)NRES是否大于等于當(dāng)前發(fā)送子代碼(或子分組)的長度Lsc。如果其余碼元的個(gè)數(shù)NRES大于等于子代碼的長度Lsc，那么，在步驟1407中，子代碼發(fā)生器就把子代碼的終點(diǎn)Ls更新成‘Fs+Lsc-1’。在步驟1409中，子代碼發(fā)生器依次發(fā)送從起點(diǎn)Fs到確定的終點(diǎn)Ls的編碼碼元，然后，轉(zhuǎn)到步驟1415。相反，如果其余碼元的個(gè)數(shù)NRES小于子代碼的長度Lsc，那么，子代碼發(fā)生器在步驟1411和1413中，確定也基于方程(2)和(3)的、如下的子代碼的終點(diǎn)LsNCR＝[(Lsc-NRES)/N] ...(2)Ls＝(Lsc-NRES)-N×NCR-1 ...(3)在步驟1407或1413之后，子代碼發(fā)生器在步驟1409中，依次發(fā)送從起點(diǎn)Fs到第(N-1)碼元點(diǎn)的碼元。接著，子代碼發(fā)生器在發(fā)送之前重復(fù)所有N個(gè)碼元多達(dá)NCR次。最后，子代碼發(fā)生器發(fā)送從第0碼元位置到第Ls碼元位置的碼元，然后，轉(zhuǎn)到步驟1415。在發(fā)送了與子代碼相對應(yīng)的碼元之后，子代碼發(fā)生器在步驟1415中從確定的SPID中選擇起點(diǎn)Fs。這里，子代碼發(fā)生器選擇與等于或最接近前一個(gè)子分組(或子代碼)的終點(diǎn)Ls的SPID相對應(yīng)的點(diǎn)，作為下一個(gè)子分組的起點(diǎn)Fs。子代碼發(fā)生器在步驟1417中確定是否請求下一個(gè)子分組(或重新發(fā)送)。這里，“請求下一個(gè)子分組”指的是由于未能接收到編碼器分組，請求重新發(fā)送由發(fā)送器發(fā)送的當(dāng)前編碼器分組(EP)。因此，不應(yīng)該重置SPID，并且應(yīng)該與下一個(gè)SPID相聯(lián)系。因此，如果請求了下一個(gè)子分組的發(fā)送，子代碼發(fā)生器就返回到步驟1403，并且，重復(fù)上述步驟。否則，如果不請求下一個(gè)子分組的發(fā)送，那么，意味著應(yīng)該重置SPID。在這種情況下，由于成功地接收到當(dāng)前發(fā)送的EP，和由此請求新EP的發(fā)送，子代碼發(fā)生器返回到步驟1401。
本發(fā)明提供了當(dāng)?shù)诙偷谌龑?shí)施例把特定SPID用于初始發(fā)送時(shí)應(yīng)用的另一種方法。在這種情況下，同等地應(yīng)用在第二和第三實(shí)施例中提出的方法，但是，在重新發(fā)送期間不能使用用于初始發(fā)送的特定SPID。例如，當(dāng)把SPID＝0事先確定為用于初始發(fā)送的SPID時(shí)，適用于重新發(fā)送的SPID是1，2，3，...，(M-1)/(N/M)。因此，子代碼發(fā)生器根據(jù)第二和第三實(shí)施例的選擇算法，選擇用于重新發(fā)送的SPID。圖16和17顯示了對于SPID＝0用于初始發(fā)送的情況，第二和第三實(shí)施例的變型。這里，例如，把SPID＝0用于初始發(fā)送。當(dāng)有必要時(shí)，可以把另一個(gè)SPID用于初始發(fā)送。
FSPM發(fā)送的第四實(shí)施例圖16顯示了根據(jù)本發(fā)明第四實(shí)施例的SPID選擇過程。具體地，圖16示出了按照第二實(shí)施例的SPID選擇過程的改進(jìn)。在圖16中，P代表指定給SPID的位數(shù)，和M代表用P個(gè)位表示的最大整數(shù)。也就是說，如果P＝2，那么，M＝4。并且，N代表用母代碼編碼的編碼碼元的個(gè)數(shù)。例如，當(dāng)代碼率是R＝1/5和輸入信息的長度是L＝100時(shí)，用母代碼編碼的編碼碼元的個(gè)數(shù)變成N＝L/R＝500。另外，Lsc代表子分組的尺寸，F(xiàn)s代表每個(gè)子分組的起始碼元位置(或起點(diǎn))，和Ls代表每個(gè)子分組的最后碼元位置(或終點(diǎn))。NRES代表通過給定公式計(jì)算的變量。在如下的算法中，‘[x]’代表小于給定值‘x’的最大整數(shù)。NCR代表由N個(gè)碼元組成的整個(gè)碼字的重復(fù)頻率。同時(shí)，根據(jù)正在使用的算法，可以不同地確定最后碼元位置。例如，也可以使用根據(jù)給定子代碼率確定碼元個(gè)數(shù)的方法，通過將確定的個(gè)數(shù)與N相比較，進(jìn)行序列重復(fù)，和像在順序發(fā)送方法中那樣，通過其余碼元的個(gè)數(shù)確定最后碼元位置Ls。
參照圖16，在步驟1601中，對于新的編碼器分組(EP)，子代碼發(fā)生器把SPID初始化成零(0)。并且，子代碼發(fā)生器還初始化子代碼的起點(diǎn)Fs和終點(diǎn)Ls。SPID與起點(diǎn)Fs存在如下關(guān)系SPID＝1∶(N/M)
SPID＝2∶(2N/M)SPID＝3∶(3N/M).
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SPID＝(M-1)∶(M-1)(N/M)在步驟1603中，子代碼發(fā)生器通過從碼字碼元的個(gè)數(shù)N中減去確定的起點(diǎn)Fs，計(jì)算其余碼元的個(gè)數(shù)NRES。子代碼發(fā)生器在步驟1605中確定計(jì)算的其余碼元個(gè)數(shù)NRES是否大于等于當(dāng)前發(fā)送子代碼(或子分組)的長度Lsc。如果其余碼元的個(gè)數(shù)NRES大于等于子代碼的長度Lsc，那么，在步驟1607中，子代碼發(fā)生器就把子代碼的終點(diǎn)Ls更新成‘Fs+Lsc-l’。在步驟1609中，子代碼發(fā)生器依次發(fā)送從起點(diǎn)Fs到確定的終點(diǎn)Ls的編碼碼元，然后，轉(zhuǎn)到步驟1615。相反，如果其余碼元的個(gè)數(shù)NRES小于子代碼的長度Lsc，那么，子代碼發(fā)生器在步驟1611和1613中，確定基于方程(2)和(3)的、如下的子代碼的終點(diǎn)LsNCR＝[(Lsc-NRES)/N] ...(2)Ls＝(Lsc-NRES)-N×NCR-1 ...(3)在步驟1607或1613之后，子代碼發(fā)生器在步驟1609中，依次發(fā)送從起點(diǎn)Fs到第(N-1)碼元點(diǎn)的碼元。接著，子代碼發(fā)生器在發(fā)送之前重復(fù)所有N個(gè)碼元多達(dá)NCR次。最后，子代碼發(fā)生器發(fā)送從第0碼元位置到第Ls碼元位置的碼元，然后，轉(zhuǎn)到步驟1615。在發(fā)送了與子代碼相對應(yīng)的碼元之后，子代碼發(fā)生器在步驟1615中從確定的SPID中選擇起點(diǎn)Fs。這里，子代碼發(fā)生器選擇在與前一個(gè)子分組(或子代碼)的終點(diǎn)Ls最接近的SPID當(dāng)中小于或等于前一個(gè)子分組的終點(diǎn)Ls的值中的非零值，作為下一個(gè)子分組的起點(diǎn)Fs。也就是說，子代碼發(fā)生器把為初始發(fā)送分配的SPID排除在用于重新發(fā)送的SPID之外。子代碼發(fā)生器在步驟1617中確定是否請求下一個(gè)子分組(或重新發(fā)送)。這里，“請求下一個(gè)子分組”指的是由于未能接收到編碼器分組，請求重新發(fā)送由發(fā)送器發(fā)送的當(dāng)前編碼器分組(EP)。因此，不應(yīng)該重置SPID。因此，如果請求了下一個(gè)子分組的發(fā)送，子代碼發(fā)生器就返回到步驟1603，并且，重復(fù)上述步驟。否則，如果不請求下一個(gè)子分組的發(fā)送，那么，實(shí)際上意味著應(yīng)該重置SPID。在這種情況下，由于成功地接收到當(dāng)前發(fā)送的EP，和由此請求新EP的發(fā)送，子代碼發(fā)生器返回到步驟1601。
FSPM發(fā)送的第三實(shí)施例圖17顯示了根據(jù)本發(fā)明第五實(shí)施例的SPID選擇過程。具體地，圖17示出了按照本發(fā)明第三實(shí)施例的SPID選擇過程的改進(jìn)。在圖17中，P代表指定給SPID的位數(shù)，和M代表用P個(gè)位表示的最大整數(shù)。也就是說，如果P＝2，那么，M＝4。并且，N代表用母代碼編碼的編碼碼元的個(gè)數(shù)。例如，當(dāng)代碼率是R＝1/5和輸入信息的長度是L＝100時(shí)，用母代碼編碼的編碼碼元的個(gè)數(shù)變成N＝L/R＝500。另外，Lsc代表子分組的長度，F(xiàn)s代表每個(gè)子分組的起始碼元位置(或起點(diǎn))，和Ls代表每個(gè)子分組的最后碼元位置(或終點(diǎn))。NRES代表通過給定公式計(jì)算的變量。在如下的算法中，‘[x]’代表小于給定值‘x’的最大整數(shù)。NCR代表由N個(gè)碼元組成的整個(gè)碼字的重復(fù)頻率。同時(shí)，根據(jù)正在使用的算法，可以不同地確定最后碼元位置。例如，也可以使用根據(jù)給定子代碼率確定碼元個(gè)數(shù)的方法，通過將確定的個(gè)數(shù)與N相比較，進(jìn)行序列重復(fù)，和像在順序發(fā)送方法中那樣，通過其余碼元的個(gè)數(shù)確定最后碼元位置Ls。
參照圖17，在步驟1701中，對于新的編碼器分組(EP)，子代碼發(fā)生器把SPID初始化成零(0)。并且，子代碼發(fā)生器還初始化子代碼的起點(diǎn)Fs和終點(diǎn)Ls。SPID與起點(diǎn)Fs存在如下關(guān)系SPID＝1∶(N/M)SPID＝2∶(2N/M)SPID＝3∶(3N/M).
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SPID＝(M-1)∶(M-1)(N/M)在步驟1703中，子代碼發(fā)生器通過從碼字碼元的個(gè)數(shù)N中減去確定的起點(diǎn)Fs，計(jì)算其余碼元的個(gè)數(shù)NRES。子代碼發(fā)生器在步驟1705中確定計(jì)算的其余碼元個(gè)數(shù)NRES是否大于等于當(dāng)前發(fā)送子代碼(或子分組)的長度Lsc。如果其余碼元的個(gè)數(shù)NRES大于等于子代碼的長度Lsc，那么，在步驟1707中，子代碼發(fā)生器就把子代碼的終點(diǎn)Ls更新成‘Fs+Lsc-1’。在步驟1709中，子代碼發(fā)生器依次發(fā)送從起點(diǎn)Fs到確定的終點(diǎn)Ls的編碼碼元，然后，轉(zhuǎn)到步驟1715。相反，如果其余碼元的個(gè)數(shù)NRES小于子代碼的長度Lsc，那么，子代碼發(fā)生器在步驟1711和1713中，確定基于方程(2)和(3)的、如下的子代碼的終點(diǎn)LsNCR＝[(Lsc-NRES)/N] ...(2)Ls＝(Lsc-NRES)-N×NCR-1 ...(3)在步驟1707或1713之后，子代碼發(fā)生器在步驟1709中，依次發(fā)送從起點(diǎn)Fs到第(N-1)碼元點(diǎn)的碼元。接著，子代碼發(fā)生器在發(fā)送之前重復(fù)所有N個(gè)碼元多達(dá)NCR次。最后，子代碼發(fā)生器發(fā)送從第0碼元位置到第Ls碼元位置的碼元，然后，轉(zhuǎn)到步驟1715。在發(fā)送了與子代碼相對應(yīng)的碼元之后，子代碼發(fā)生器在步驟1715中從確定的SPID中選擇起點(diǎn)Fs。這里，子代碼發(fā)生器選擇與等于或最接近前一個(gè)子分組(或子代碼)的終點(diǎn)Ls的SPID(或Fs)相對應(yīng)的點(diǎn)當(dāng)中的非零點(diǎn)，作為下一個(gè)子分組的起點(diǎn)Fs。也就是說，子代碼發(fā)生器把為初始發(fā)送分配的SPID排除在用于重新發(fā)送的SPID之外。子代碼發(fā)生器在步驟1717中確定是否請求下一個(gè)子分組(或重新發(fā)送)。這里，“請求下一個(gè)子分組”指的是由于未能接收到編碼器分組，請求重新發(fā)送由發(fā)送器發(fā)送的當(dāng)前編碼器分組(EP)。因此，不應(yīng)該重置SPID，并且應(yīng)該與下一個(gè)SPID相聯(lián)系。因此，如果請求了下一個(gè)子分組的發(fā)送，子代碼發(fā)生器就返回到步驟1703，并且，重復(fù)上述步驟。否則，如果不請求下一個(gè)子分組的發(fā)送，那么，意味著應(yīng)該重置SPID。在這種情況下，由于成功地接收到當(dāng)前發(fā)送的EP，和由此請求新EP的發(fā)送，子代碼發(fā)生器返回到步驟1701。
如上所述，當(dāng)以SSPM或FSPM生成QCTC時(shí)，本發(fā)明使子代碼之間的碼元重疊和碼元收縮達(dá)到最小，從而提高了吞吐量。
雖然通過參照本發(fā)明的某些優(yōu)選實(shí)施例，已經(jīng)對本發(fā)明進(jìn)行了圖示和描述，但本領(lǐng)域的普通技術(shù)人員應(yīng)該明白，可以在形式上和細(xì)節(jié)上對其作各種各樣的改變，而不偏離所附權(quán)利要求書所限定的本發(fā)明的精神和范圍。
權(quán)利要求
1.一種根據(jù)從接收信息流和以代碼率運(yùn)行的特播編碼器生成的準(zhǔn)互補(bǔ)特播碼(QCTC)得出的信道環(huán)境，發(fā)送通過與特播編碼器的代碼率相同或不同的子代碼率確定的子代碼的方法，該方法包括如下步驟把QCTC的長度N分成預(yù)定個(gè)數(shù)的段，確定與分段相對應(yīng)的SPID(子代碼分組標(biāo)識符)，和指定為子代碼的初始發(fā)送分配的SIPD之一；計(jì)算由N-Fs表示的其余碼元的個(gè)數(shù)，其中，N是QCTC的長度，和Fs是QCTC的子代碼的起始碼元位置；通過將其余碼元的個(gè)數(shù)與子代碼的長度相比較，確定子代碼的最后碼元位置；和依次發(fā)送子代碼從起始碼元位置Fs到最后碼元位置Ls的碼元。
2.根據(jù)權(quán)利要求1所述的方法，還包括如下步驟，為了響應(yīng)發(fā)送子代碼的重新發(fā)送請求，把除了指定SPID之外的SPID中與最后碼元位置Ls最接近的SPID選作重新發(fā)送子代碼的起始碼元位置。
3.根據(jù)權(quán)利要求2所述的方法，其中，最接近SPID是SPID中小于或等于最后碼元位置Ls的SPID中與最后碼元位置Ls最接近的位置中的SPID。
4.根據(jù)權(quán)利要求1所述的方法，還包括如下步驟，為了響應(yīng)發(fā)送子代碼的重新發(fā)送請求，把SPID中與最后碼元位置Ls最接近的SPID選作重新發(fā)送子代碼的起始碼元位置。
5.根據(jù)權(quán)利要求4所述的方法，其中，最接近SPID是SPID中小于或等于最后碼元位置Ls的SPID中與最后碼元位置Ls最接近的位置中的SPID。
6.根據(jù)權(quán)利要求1所述的方法，其中，如果其余碼元的個(gè)數(shù)大于或等于子代碼的長度，那么，把最后碼元位置Ls更新成由Fs+Lsc-1代表的位置，此處，Lsc是子代碼的長度。
7.根據(jù)權(quán)利要求1所述的方法，其中，如果其余碼元的個(gè)數(shù)小于子代碼的長度，那么，把最后碼元位置確定成由(Lsc-NRES)-N×NCR-1代表的位置，此處，Lsc表示子代碼的長度，NRES表示其余碼元的個(gè)數(shù)，N表示QCTC的長度，和NCR表示為生成具有長度N的碼字而確定的重復(fù)頻率。
8.一種根據(jù)從接收信息流和以代碼率運(yùn)行的特播編碼器生成的準(zhǔn)互補(bǔ)特播碼(QCTC)得出的信道環(huán)境，發(fā)送通過與特播編碼器的代碼率相同或不同的子代碼率確定的子代碼的方法，該方法包括如下步驟計(jì)算由N-Fs表示的其余碼元的個(gè)數(shù)，其中，N是QCTC的長度，和Fs是QCTC的子代碼的起始碼元位置；通過將其余碼元的個(gè)數(shù)與子代碼的長度相比較，確定子代碼的最后碼元位置；和依次發(fā)送子代碼從起始碼元位置Fs到最后碼元位置Ls的碼元。
9.根據(jù)權(quán)利要求8所述的方法，還包括如下步驟，為了響應(yīng)發(fā)送子代碼的重新發(fā)送請求，選擇由(Ls+1)mod N表示的重新發(fā)送子代碼的起始碼元位置，此處，Ls是最后碼元位置，和N是QCTC的長度。
10.根據(jù)權(quán)利要求8所述的方法，其中，如果其余碼元的個(gè)數(shù)大于或等于子代碼的長度，那么，把最后碼元位置更新成由Fx＝Lsc-1代表的位置，此處，Lsc是子代碼的長度。
11.根據(jù)權(quán)利要求8所述的方法，其中，如果其余碼元的個(gè)數(shù)小于子代碼的長度，那么，把最后碼元位置確定成由(Lsc-NRES)-N×NCR-1代表的位置，此處，Lsc表示子代碼的長度，NRES表示其余碼元的個(gè)數(shù)，N表示QCTC的長度，和NCR表示為生成具有長度N的碼字而確定的重復(fù)頻率。
12.在通信系統(tǒng)中發(fā)送子代碼的設(shè)備，該設(shè)備包括特播編碼器；交織器，用于交織來自特播編碼器的碼元流；和子代碼發(fā)生器，用于通過接收交織器交織的碼元流，和根據(jù)準(zhǔn)互補(bǔ)特播碼(QCTC)發(fā)送通過與特播編碼器的代碼率相同或不同的子代碼率確定的子代碼；子代碼發(fā)生器還用于把QCTC的長度N分成預(yù)定個(gè)數(shù)的段，確定與分段相對應(yīng)的SPID(子代碼分組標(biāo)識符)，和指定為子代碼的初始發(fā)送分配的SIPD之一；計(jì)算由N-Fs表示的其余碼元的個(gè)數(shù)，其中，N是QCTC的長度，和Fs是QCTC的子代碼的起始碼元位置；通過將其余碼元的個(gè)數(shù)與子代碼的長度相比較，確定子代碼的最后碼元位置；和依次發(fā)送子代碼從起始碼元位置Fs到最后碼元位置Ls的碼元。
13.根據(jù)權(quán)利要求12所述的設(shè)備，其中，子代碼發(fā)生器為了響應(yīng)發(fā)送子代碼的重新發(fā)送請求，把除了指定SPID之外的SPID中與最后碼元位置Ls最接近的SPID選作重新發(fā)送子代碼的起始碼元位置。
14.根據(jù)權(quán)利要求13所述的設(shè)備，其中，最接近SPID是SPID中小于或等于最后碼元位置Ls的SPID中與最后碼元位置Ls最接近的位置中的SPID。
15.根據(jù)權(quán)利要求12所述的設(shè)備，其中，子代碼發(fā)生器為了響應(yīng)發(fā)送子代碼的重新發(fā)送請求，把SPID中與最后碼元位置Ls最接近的SPID選作重新發(fā)送子代碼的起始碼元位置。
16.根據(jù)權(quán)利要求15所述的設(shè)備，其中，最接近SPID是SPID中小于或等于最后碼元位置Ls的SPID中與最后碼元位置Ls最接近的位置中的SPID。
17.根據(jù)權(quán)利要求12所述的設(shè)備，其中，如果其余碼元的個(gè)數(shù)大于或等于子代碼的長度，那么，把最后碼元位置Ls更新成由Fs+Lsc-1代表的位置，此處，F(xiàn)s是起始碼元位置，和Lsc是子代碼的長度。
18.根據(jù)權(quán)利要求12所述的設(shè)備，其中，如果其余碼元的個(gè)數(shù)小于子代碼的長度，那么，子代碼發(fā)生器選擇由(Lsc-NRES)-N×NCR-1代表的位置，作為最后碼元位置Ls，此處，Lsc表示子代碼的長度，NRES表示其余碼元的個(gè)數(shù)，N表示QCTC的長度，和NCR表示為生成具有長度N的碼字而確定的重復(fù)頻率。
19.在通信系統(tǒng)中發(fā)送子代碼的設(shè)備，該設(shè)備包括特播編碼器；交織器，用于交織來自特播編碼器的碼元流；和子代碼發(fā)生器，用于通過接收交織器交織的碼元流，和根據(jù)準(zhǔn)互補(bǔ)特播碼(QCTC)發(fā)送通過與特播編碼器的代碼率相同或不同的子代碼率確定的子代碼；子代碼發(fā)生器還用于計(jì)算由N-Fs表示的其余碼元的個(gè)數(shù)，其中，N是QCTC的長度，和Fs是QCTC的子代碼的起始碼元位置；通過將其余碼元的個(gè)數(shù)與子代碼的長度相比較，確定子代碼的最后碼元位置；和依次發(fā)送子代碼從起始碼元位置Fs到最后碼元位置Ls的碼元。
20.根據(jù)權(quán)利要求19所述的設(shè)備，其中，子代碼發(fā)生器為了響應(yīng)發(fā)送子代碼的重新發(fā)送請求，選擇由(Ls+1)mod N表示的重新發(fā)送子代碼的起始碼元位置，此處，Ls是最后碼元位置，和N是QCTC的長度。
21.根據(jù)權(quán)利要求19所述的設(shè)備，其中，如果其余碼元的個(gè)數(shù)大于或等于子代碼的長度，那么，子代碼發(fā)生器把最后碼元位置更新成由Fs＝Lsc-1代表的位置，此處，F(xiàn)s是起始碼元位置，和Lsc是子代碼的長度。
22.根據(jù)權(quán)利要求19所述的設(shè)備，其中，如果其余碼元的個(gè)數(shù)小于子代碼的長度，那么，子代碼發(fā)生器選擇由(Lsc-NRES)-N×NCR-1代表的位置，作為最后碼元位置Ls，此處，Lsc表示子代碼的長度，NRES表示其余碼元的個(gè)數(shù)，N表示QCTC的長度，和NCR表示為生成具有長度N的碼字而確定的重復(fù)頻率。
全文摘要
本發(fā)明公開了一種在通信系統(tǒng)中生成QCTC的設(shè)備和方法。提供了根據(jù)QCTC發(fā)送通過子代碼率確定的子代碼的方法。該方法包括把QCTC的長度N分成預(yù)定個(gè)數(shù)的段，確定與分段相對應(yīng)的SPID，和指定為子代碼的初始發(fā)送分配的SIPD之一；計(jì)算由N－Fs表示的其余碼元的個(gè)數(shù)，其中，N是QCTC的長度，和Fs是QCTC的子代碼的起始碼元位置；通過將其余碼元的個(gè)數(shù)與子代碼的長度相比較，確定子代碼的最后碼元位置；和依次發(fā)送子代碼從起始碼元位置Fs到最后碼元位置Ls的碼元。
文檔編號H03M13/37GK1465139SQ02802277
公開日2003年12月31日 申請日期2002年5月8日 優(yōu)先權(quán)日2001年5月8日
發(fā)明者金潣龜, 河相赫, 崔虎圭 申請人:三星電子株式會社