有限卷積碼的軟判決解碼的製作方法

2023-07-08 22:12:01 2

專利名稱：有限卷積碼的軟判決解碼的製作方法
技術領域：
本發明涉及解碼預定碼字的方法和裝置。
在具有預定個數位置的碼字的解碼過程中，攜帶信息的位置要儘可能完全地得到恢復。
解碼發生在通過幹擾信道已經接收了碼字的接收器的那一端上。信號，尤其作為布爾(Boolean)值，最好被再細分成+1和-1，通過受到幹擾的信道傳送，並由解調器轉換成可以或多或少偏離預定布爾值(±1)的模擬值。
一般假設是沒有冗餘的二進位信息(「信息位」)有K個位置，u∈{±1}K，這K個位置的二進位信息由信道編碼器通過系統性塊碼或非系統性塊碼的手段映射成碼字c∈{±1}N。在這種安排中，碼字包含N-K個位(也稱為「校驗位」)，這N-K個位可以作為冗餘信息用於供在通過受幹擾信道傳送之後恢復信息用的N個信息位。
系統性塊碼將根據信息位計算的N-K個校驗位附加到N個信息位上，信息位本身保持不變，而在非系統性塊碼中，信息位本身發生了改變，例如，信息處在從一個位置到下一個位置執行的操作中。這裡，也為重構隱藏在操作中的信息提供校驗位。在下文中，特別考慮非系統性塊碼的一種技術上有意義的變型，即所謂的有限卷積碼(terminated convolutional code)。
所接收碼字(其位置由模擬值佔據著)的相關性，即，在每種情況中每個位置與最接近布爾值的相關的「硬」解碼由於有價值信息在此處理過程中的丟失而存在明顯的缺點。
本發明的目的是通過提供在隨後解碼方法中要特別加以考慮的模擬值(所謂「軟輸出」)的解碼確定預定碼字的解碼，因此保證在通過受幹擾信道傳送碼字過程中的高糾錯。
這個目的是按照獨立權利要求的特徵實現的。本發明的進一步展開還可以從從屬權利要求得到。
為了實現該目的，本發明規定了解碼預定碼字的方法，其中碼字包括若干個具有不同值的位置。特別是，在這種安排中，編碼是通過有限卷積碼實現的。通過根據格形表示(trellis representation)進行相關，碼字的每個位置與最可能布爾值的安全測量值(軟輸出)相相關。碼字的解碼由碼字的各個位置的相關性確定。
這裡，明顯的優點是，由於基于格形表示的相關性，與一般表示相比，複雜度顯著降低了，結果是，碼字的解碼(在碼字的各個位置上生成軟輸出)也變成實時可能的。
進一步展開的要點在於，對於碼字的每一個位置的解碼規則由下式確定L(Ui|y)=ln(ci(+1)exp(-(y-c)T(y-c)22)ci(-1)exp(-(y-c)T(y-c)22)),i=1,,k,--(1)]]>其中，L(Ui|y)是待確定的碼字的第i位置的安全測量值(軟輸出)；y 是待解碼的解調結果；c 是碼字；Гi(±1)是關於ui＝±1的所有碼字；σ2是方差(信息幹擾)。
另一個進一步展開的要點在於，等式(1)是利用在編碼中(及相應地在解碼中)利用的卷積碼的特性求解的，按照在求卷積過程中使用的移位寄存器操作來確定狀態，從移位寄存器操作的狀態中又獲得格形表示。μm(s)在另外的進一步展開中，格形表示沿著預定方向處理(run through)以便分別遞推地計算項 和Am。根據此計算規則，在格形表示的節點(s，m)處進入通過解調結果y確定的節點權重μm(s)。項 和Am由下式描述 以及 和初始值
關於這裡列出的描述形式的更詳細討論也可以從示範性實施例的描述中找到。
一個實施例的要點在於，映射Bm通過格形表示的手段來確定。格形表示沿著與預定方向相反的方向處理。項Bm由下式確定Bm(s)=Q-m+1(s)tT(s,VQ-m+2)Bm-1(t),]]>對於1≤m≤Q，(5)其中， 是為了終止遞推而確定的。
並且項Aiα可以再次通過考慮了已經確定的Am和Bm的格形表示來確定。特別是，項Aiα按照下式確定Ai(y)=sSAj-1(s)iT(s,Vj')BQ-j+1--(7)]]>在進一步的實施例中，解碼碼字的K個位置按照下式確定L(Ui|y)=ln(A+1i(y)A-1i(y)),i=1,,k--(8)]]>特別是，AWGN(Additive Gaussian white Noise，加性高斯白噪聲)信道模型被用於推導。這裡給出的方法還可以用於其它信道模型，尤其是用在移動無線電中的信道模型。
另一個實施例涉及在移動無線電網絡，特別是GSM網絡中的該方法的使用。
還有一種進一步展開是，在已經確定了軟輸出之後，存在模擬值與布爾值±1之間的「硬」相關。在這種安排中，最接近布爾值是在每種情況中用於相關模擬值確定的。
當使用級連碼時，確定的軟輸出值可以用作進一步解碼用的輸入值。
為了實現該目的，本發明還規定了解碼預定碼字的裝置，其中提供了按這樣一種方式設置的處理器單元，使得1.碼字包括若干個具有不同值的位置；2.碼字的每個位置通過根據格形表示進行相關，可以與軟輸出值相相關；
3.碼字的解碼可以通過碼字的各個位置的相關性來確定。
這種裝置尤其適用於執行根據本發明的方法或如上所述它的進一步展開的一種。
在下文中，將參照附圖顯示和說明本發明的示範性實施例，在附圖中

圖1顯示了數字信息傳送的示意圖；圖2顯示了用於沿著觀察計算節點權重用的所有狀態的格形圖前進的、偽碼記數法(pseudocode notation)中的算法；圖3顯示了用於確定軟輸出的、偽碼記數法中的算法(一般情況)；圖4顯示了用於確定軟輸出的、偽碼記數法中的算法(特殊情況二進位狀態變換)；和圖5顯示了處理器單元。
在下文中，首先更詳細地描述卷積碼，然後更詳細地描述在計算軟輸出的過程中複雜度的降低，最後，更詳細地描述複雜度降低的算法轉換。
有限卷積碼在通信技術中，有限卷積碼主要用在與其它系統性或非系統性塊碼的級連中。具體地說，卷積解碼器的解碼結果用作另一個解碼器的輸入。
為了保證儘可能低的差錯率，有必要在進一步的解碼器的卷積解碼中提供「軟」解碼判決而不是「硬」解碼判決，即，從R中生成「軟」值(軟輸出)的元組而不是「硬」布爾(±1)值的元組。然後，各個「軟」判決的絕對值提供了關於判決正確性的安全測量值。
從原理上來講，這些軟輸出可以按照等式(1)來計算，它取決於信道模型。但是，計算軟輸出的數字複雜度是O(2K)，其中K規定信息位的位數。如果K實際上很大，則無法估算等式，尤其是，由於每隔幾個微秒(實時要求)就必須要重新計算這樣的碼字。
一種後果是省去軟輸出(以及關於字和位差錯率的所有後果)，或者，為了確定軟輸出，進行不太費事的近似。
在下文中，藉助於在計算所有軟輸出的格形表示中這種複雜度可以降低到O(K)，規定有限卷積碼的概率，即，它提供了精確估算等式(1)的概率。
在下文中，碼位用{±1}表示法表示。與經常用在信息技術中的{0，1}表示法相比，-1對應於1，和1對應於0。
在主體{±1}上，加法和乘法⊙定義如下-1-1＝1-1⊙-1＝-1-11＝-1-1⊙1＝11-1＝-11⊙-1＝111＝1 1⊙1＝1編碼是藉助於「移位寄存器」進行的，信息位的位時鐘(輸入時鐘)利用每個時鐘脈衝寫入到該「移位寄存器」中。然後，將移位寄存器的各位組合在一起生成碼字的一個位時鐘。在每種情況下，將+1位預分配給移位寄存器。為了終止編碼(終止)，讓尾零(+1)的塊向後移位。正如最初已經提到的那樣，用來使位差錯可以得到糾正的校驗位通過編碼的手段與信息位相相關。
對於進一步的實施例，定義如下b∈N 單位時鐘的輸入位數V＝{±1}b狀態變換符號集a∈N 輸入時鐘數K＝a·b 沒有尾零的信息位數k∈N，k≥2 移位寄存器的塊長，穿透深度L＝k·b 移位寄存器的位長S＝{±1}L移位寄存器符號集n∈N 單位時鐘的輸出位數Q＝a＋k－1 狀態變換數，輸入塊數＋尾零數N＝n·Q 碼的位數R＝b/n 碼率這裡，應該注意到，由於信息位是在沒有計數卷積終止的尾零(+1)的情況下進行計算的，因此，碼率不是K/N。
並且，假設s0∈S和v0∈V是各自的零元素，即，s0＝(+1，...，+1)T，v0＝(+1，...，+1)T.(9)假設移位寄存器的狀態變換函數是TS×V→S， (10) 有限卷積碼通過特徵化子集定義M1，...，Mn{1，...，L}， (12)(或者，在多項式表示中，寄存器位的組合。)當前寄存器內容通過下式編碼CS→{±1}n， (13) 其中si是s的第i分量。最後，信息字的編碼通過下式定義{1±}k→{±1}N, (15) 其中s0∈S是零狀態(零元素)，u=v1...va,viV,1ia,--(17)]]>vi＝v0，a+1≤i≤Q，(18)並且si＝T(si-1，vi)，l≤i≤Q. (19)根據T的定義，可以得到下式sQ＋1＝T(sQ，v0)＝s0. (20)因此，所有碼字的集合是({±1}K)＝{(u)∈{±1}N；u∈{±1}K}(21)通常，多項式pj∈{0，1}[D]在此deg(pj)≤L-1經常用於代替用於碼定義的集合Mj，即Pj(D)=i=0L-1ri,jDi,--(22)]]>以及，γi，j∈{0，1}i＝0，…，L-1，j＝1，…，n.然後，對於j＝1，2，……，n，應用下列變換Mj＝{i∈{1，…，L}；γL-i，j＝1}(23)Pj(D)=iMjDL-i--(24)]]>塊碼表示法由於有限卷積碼是塊碼，因此，也可以根據信息位ui(1≤i≤K)將碼位cj(1≤j≤N)表示如下，索引(index)集為Jj， 其中，J1，…，JN{1，…，K}.(26)索引集Jj可以從上面碼定義的索引集Mm中直接計算出來。考慮j＝n(q-1)＋m，q＝1，...，Q，m＝1，...，n.(27) 其中，對於 ，ui＝+1，並且， 因此，對於j＝1，……，N，可以得出Jj＝{1，…，K}∩(Mm＋b(q-k)) (30)＝{i∈{1，...，K}；i-b(q-k)∈Mm}.
例子SACCH卷積碼在上面的術語中，在GSM技術規範GSM05.03，版本5.2.0(信道編碼)的第4.1.3節中描述的卷積碼是b＝1 單位時鐘的輸入位數
V＝{±1}狀態變換符號集a＝224 輸入時鐘數K＝224 沒有尾零的信息位數k＝5移位寄存器的塊長，穿透深度L＝5移位寄存器的位長S＝{±1}5移位寄存器符號集n＝2單位時鐘的輸出位數Q＝228 狀態變換數，輸入塊數＋尾零數N＝456 碼的位數R＝1/2碼率M1＝{1，2，5} 特徵集；多項式1＋D3＋D4M2＝{1，2，4，5}特徵集；多項式1＋D＋D3＋D4在AWGN信道模型中的軟輸出特別是為了清楚起見，導出用於確定軟輸出的計算規則。
為此目的，考慮具有下列特性的概率空間(Ω，S，P)和K維隨機變量UΩ→{±1}K●分量U1，......，UKΩ→{±1}是隨機獨立的。
●對於i＝1，......，K，下式成立P({ω∈Ω；Ui(ω)＝-1})＝P({ω ∈ Ω；Ui(ω)＝＋1}).(31)圖1顯示了數字電信的示意圖。由信源201、信源編碼器202、和密碼編碼器203構成的單元確定信息項u∈{±1}K，該信息項u∈{±1}K用作一個(或可能的話，多個)信道編碼器204的輸入。信道編碼器204生成碼字c∈{±1}N，碼字c∈{±1}N饋送到調製器205並通過受幹擾物理信道206傳送到被確定變成解調器207中的實值碼字c∈RN的接收器。這個碼字在信道解碼器208中被轉換成實值信息項。如有必要，與布爾值±1的「硬」相關也可以在進一步的解碼器中進行，以便接收的信息用布爾記數法表示。接收器由密碼解碼器209、信源解碼器210和信宿211構成的單元來完成。在這個裝置中兩個密碼編碼器203和密碼解碼器209是可選的。
由於在接收器中對u的選擇一無所知，因此，密碼編碼器203的要重構的信息u∈{±1}K被解釋為隨機變量U的實現。
因此，信道編碼器204的輸出c∈{±1}N被解釋為隨機變量(U)的實現。
解調器207的輸出y∈RN被解釋為下列隨機變量的實現YΩ→RN， (32) 隨機變量ZΩ→RN，代表物理信道206中的信道幹擾。
在下文中，採用AWGN信道模型，即，Z是遵從N(O，σ2IN)正態分布的隨機變量，它分別隨機獨立於U和(U)。方差σ2是從信道206中噪聲功率密度與平均能量之間的比值計算出來，這裡假定方差σ2是已知的。
密碼編碼器的未知輸出u∈{±1}K要根據Y的實現y重構。為了估計未知量u1，……，uK，在給定y已經接收到的條件下，對隨機變量U的分布進行研究。
隨機變量Y是穩定隨機變量這一事實所導致的後果是，在y已經接收到 的條件下對U的考慮變得極為複雜。
首先，對於i∈{1，……，K}和α∈{±1}，定義如下Гi(α)＝{(u)；u∈{±1}K；ui＝α}(34)在準備階段，對於ε＞0，考慮如下的量，注意編碼映射的內射性Lc(Ui|y):=ln(P({;Ui=+1}|{;YMy,c})P({;Ui=-1}|{;YMy,c}))]]>=ln(ci(+1)P({;(U)=c}|{;Y(My,c})ci(-1)P({;(U)=c}|{;YMy,c})),]]>(35)對於i＝1，……，K，其中My，ε＝[y1，y1＋ε]×……×[yN，yN＋ε]。
利用貝葉斯(Bayes)定理，可以獲得下式Lc(Ui|y)=ln(ci(+1)P({;YMy,c)|{;(U=c})ci(-1)P({;yMy,c}|{;(U)=c}))]]>=ln(ci(+1)My,cexp(-(-c)T(-c)22)dci(-1)My,cexp(-(-c)T(-c)22)d)---(36)]]>然後，通過利用L′Hospotial規則數次，對於ε↓0，考慮Lε(Ui|y)的極限處理，如等式(1)那樣，對於每個符號，獲得軟輸出L(Ui|y)。
由於下式Гi(+1)∪Гi(-1)＝{±1}K成立，因此，全體O(2K)數值運算對於估算等式(1)來說是必要的。
矢量L(U.|y)∈RK是解碼器208的結果。
在軟輸出確定過程中複雜度的降低關於卷積碼的軟輸出確定首先，有限卷積編碼的具體特性用於提供軟輸出公式(1)的結構性表示。
對於解調器207的任意但預選的輸出y∈RN，考慮下列碼字的加權函數(維特比(Viterbi)度量)F:{1}NR0+,---(37)]]> 對於容許碼字c∈{±1}N，即，c∈{±1}K，利用移位寄存器表示法，可以將F(c)簡化成下式 其中 代表在字c的(無岐義)生成過程中移位寄存器的第q狀態。
然後，對於I＝1，……K和α∈{±1}，定義下式Ai(y):ciexp(-(y-c)T(y-c)22)=ciq=1Qexp(-122Fq(s~qc))--(40)]]>因此，對於軟輸出，下式成立L(Ui|y)=ln(A+1i(y)A-1i(y)),i=1,,k--(41)]]>在下文中，藉助于格形圖表示法(也稱為格形圖或格形表示)確定值Aiα(y)。
為了降低計算的複雜度，在下列段落中採用如下步驟●通過映射 使Aiα通用化。
●通過映射Am遞推表示 ，映射Am的值用「從左到右」處理格形圖來計算。
●通過映射Bm進行反向遞推，映射Bm的值用「從右到左」處理格形圖來計算。
●利用Am和Bm，通過進一步處理格形圖聯合計算所有的Aiα。這裡，格形圖是一個集合T＝{(s，q)；s∈S，q＝0，...，Q＋1} (42)這個集合的元素(s，q)也被稱為格形圖中的節點，s代表一個狀態，和q被認為是動態值(尤其是時間)。
一般遞推表示首先，以允許下面變換的通用形式表示Aiα需要一些定義。為此，確定下式S1u:=T(s0,u1),uVm=VV,m1,---(43)]]>Sju:=T(Sj-1u,uj)uVm,mj>2,---(44)]]>即，suj表示含有輸入符號u1，……，uj的寄存器移位了j次之後移位寄存器的狀態。
並且，考慮集合VjV，j∈N，它包含第j步的容許狀態變換符號。並且，將積集定義如下
Um=V1×…×VmVm，m∈N，(45)即，Um包含容許輸入字的前m個分量。
對於q∈N，考慮映射pqs→R(46)以及對於m∈N和輸入字集合UmVm，將映射定義如下 即，進行對所有容許輸入字求和，容許輸入字的移位寄存器到達E中的最後狀態。如果沒有這樣的輸入字，則在空索引集上和值被確定為0。
另外，將映射定義為 即，W將(t， )映射成可以到達含有來自 的變換符號的狀態t的所有狀態的集合。
對於m≥2，ES，下式成立A~m(E)=(uUm)(smuE)j=1mj(sju)]]>=sE(smu=s)(uUm)j=1mj(sju)]]>=sEm(s)(uUm)(smu=s)j=1m-1j(sju)]]>=sEm(s)(uUm-1)(sm-1uW(s,Vm))j=1m-1j(sju)]]>=sEm(s)A~m-1(W(s,Vm))]]>(51)在倒數第二步的變換中，必須注意到如下事實，如果Sum-1處在W(s，Vm)之中，即，沒有必要考慮任何乘法，則只有一個變換符號v∈Vm，以及T(sum-1，v)＝s。
然後，對於m≥2映射，考慮下式AmS→R，(52) 因此，對於m≥3，可以導出遞推公式Am(s)=m(s)A~m-1(W(s,Vm))]]>=m(s)tW(s,Vm)m-1(t)A~m-2(W(t,Vm-1))]]>=m(s)tW(s,Vm)Am-1(t)--(54)]]>並且，A2(s)=2(s)A~1(W(s,V2))]]>=2(s)(uU1)(S1uW(s,V2))1(s1u)]]>=2(s)tW(s,V2)1(t)s0W(t,V1)]]> 總而言之，對於s∈S，ES,下式由此成立 Am(s)=m(s)tW(s,Vm)Am-1(t),]]>對於m∈N (57)A~m(E)=sEAm(s),]]>對於m∈N，(58)可以結構性地表示集合W(s，Vm)。為此，考慮兩個進一步的映射。定義下式TS→V，(59) 即，如果狀態s是狀態變換的結果，則τ(s)是相關的狀態變換符號。
並且，定義T^:VSS--(61)]]> 即， 顛倒移位寄存器操作的方向。
然後，下式成立T(T^(v,s),(s))=s,]]>對於所有s∈S，v∈V(63)以及對於所有t∈S和 下式也成立W(t,V^)={sS;v^V^T(s,v^)=t}]]> 因此，可以將關於Am(s)的遞推公式(57)結構性地寫成下式Am(s)=m(s)tW(s,Vm)Am-1(t)]]> 應該注意到，在這一節中，對於狀態變換符號的集合V和對於集合Vj∈ 沒有設置什麼限制。
反向遞推在下文中，描述沿著與上面遞推相比「相反方向」的遞推。對於Am(s)，藉助於遞推公式(57)定義這種新的遞推。
為此目的，採用下式 以及對於M∈N，0≤m≤Q，考慮下列映射BmS→R， (67)以及下列遞推特性sSAm(s)tT(s,Vm+1)BQ-m(t)=]]>=sSm(s)t^W(s,Vm)Am-1(t^)tT(s,Vm+1)BQ-m(t)]]>=t^SsT(t^,vm)m(s)Am-1(t^)tT(s,Vm+1)BQ-m(t)]]> 即sSAm(s)tT(s,Vm+1)BQ-m(t)=sSAm-1(s)tT(s,Vn)BQ-m+1(t)--(68)]]>通過應用等式(68)數次，對於任意j∈{1，……，m＋1}，可以獲得下式sSAm(s)tT(s,Vm+1)BQ-m(t)=sSAj-1(s)tT(s,Vj)BQ-j+1(t)--(69)]]>根據上面定義，由此可得遞推公式Bm(s)=Q-m+1(s)tT(s,VQ-m+2)Bm-1(t),1mQ--(70)]]>為了終止遞推，定義下式 給定這個終止符和等式(58)和(69)，對於VQ＋1＝{V0}以及任意j∈{1，……Q＋1}，可以將A~Q(W(s0,VQ+1))]]>表示成下式A~Q(W(s0,VQ+1))=sW(s0,VQ+1)AQ(s)]]>=sSAQ(s)tT(s,{v0)}B0(t)]]>=sSAQ(s)tT(s,VQ+1)B0(t)]]>=sSAj-1(s)tT(s,Vj)BQ-j+1(t)]]>(72)注意在估算等式(72)時，Vj不包含在所需的Am和Bm的計算之中。
計算Aiα利用上一節的準備工作，現在可以用簡單方式計算Aiα。
為此目的，定義下式Vj＝V，對於j∈{1，...，α}， (73)Vj＝{v0}，對於j∈{α＋1，...，Q＋1}，(74)即，通過狀態suj以及下式u∈UQ＝VI×...×VQ定義所有的容許碼字。
在計算Aiα中使用的碼字通過ui＝α來限制。對於i∈{1，......，K}的任意但固定的選擇，正好存在一個j∈{1，......，a}和正好存在一個 {1，.......n}，以及i=(j-1)n+i^--(75)]]>並且，對於α∈{±1}的任意但固定的選擇，定義下式Vji:{vV;vi=}--(76)]]>UQi:=V1Vj-1VjiVj+1VQUQ,--(77)]]>即，通過狀態suj，以及u∈UiQ(α)確定來自Гi(α)的碼字。
對於y∈RN的任意但固定的選擇，對q∈{1，……，Q}定義μqS→R， (78) 根據卷積碼的定義，對於所有suj，以及u∈UiQ(α)，下式成立sQ+1u=T(sQu,uQ+1)=s0,uQ+1VQ+1={v0},--(80)]]>即sQuW(s0,VQ+1)--(81)]]>考慮等式(72)，由此可得下式成立Ai(y)=ciq=1Qexp(-122Fq(s~qc))]]>=uUQiq=1Qq(squ)]]>=(uUQi)(sQuW(s0,VQ+1))q=1Qq(squ)]]>=A~Q(W(s0,VQ+1))]]>=sSAj-1(s)tT(s,Vji)BQ-j+1(t)--(82)]]>重要的因素是所需的Am和Bm可以分別通過UQ和UQ＋1與i和α無關地計算出來。在上面， 通過輔助結構UiQ(α)從形式上確定下來，而在所得的顯式表示中不再需要輔助結構UiQ(α)。
過程小結●定義Vj＝V j∈{1…，α}，Vj＝{v0}，j∈{α＋1，…，Q＋1}，Vji:={vV;vi=},i=(j-1)n+i^,]]>i^{1,,n},]]>j∈{1，…，α}，α∈{±1}.
●對於y∈RN的任意但固定的選擇，對q∈{1，……，Q}定義
μqS→R， ●根據上面規定的遞推公式(57)和(70)和初始值A0(s)和B0(s)，以及(56)和(71)，計算Am(s)，對於s∈S，m∈{1，…，a-1}，Bm(s)，對於s∈S，m∈{1，…，Q}，●遍及Ai(y)=sSAj-1(s)tT(s,Vji)BQ-j+1(t)--(83)]]>計算所有的Aiα，i∈{1，……，K}，α∈{±1}，和確定軟輸出L(Ui|y)=ln(A+1i(y)A-1i(y)),i,K]]>與上一節的遞推公式一起，現在可以分別與O(2L·Q)或O(K)運算聯繫，而不是與O(K2K)運算聯繫計算所有的Aiα。
提醒L＝k·b，Q＝a＋k－1，K＝a·b，其中a是信息位的位數。
因此，計算軟輸出的數字複雜度從指數量級降低到線性量級，其中，信息位的位數a是決定性的量。
特殊情況二進位狀態變換(b＝1)在b＝1的重要特殊情況中，狀態變換符號的集合V只由兩個元素＋1、-1組成。例如，GSM碼就屬於這種廣泛應用的特殊情況。
由於現在在上面的描述中，i＝j和Vij(α)＝{α}，因此，整個過程簡化如下●定義Vj＝{±1}，對於j∈{1，…，a}，Vj＝{±1}，對於j∈{a＋1，…，Q＋1}●對於y∈RN的任意但固定的選擇，對q∈{1，……，Q}定義
μqS→R， ●根據上面規定的遞推公式(57)和(70)和初始值A0(s)和B0(s)，以及(56)和(71)，計算Am(s)，s∈S，m∈{1，…，a-1}，Bm(s)，s∈S，m∈{1，…，Q}，●遍及Ai(y)=sSAi-1(s)BQ-i+1(T(s,))--(84)]]>計算所有的Aiα，i∈{1，……，K}，α∈{±1}，和確定軟輸出L(Ui|y)=ln(A+1i(y)A-1i(y)),i=1,,K]]>算法轉換對於算法轉換，考慮格形圖T＝{(s，q)；s∈S，q＝0，…，Q＋1}和映射●格形段q的狀態s中的節點權重μT→R， ●格形段q的狀態s中的小計′A′AT→R， ●格形段Q－q＋1的狀態s中的小計′B′BT→R， 只有在定義域的有意義子集中才估算映射。
圖2顯示考慮了計算節點權重用的所有狀態，表示沿著格形圖遞增的、偽碼記數法中的算法。該算法說明了上面陳述，但不包括它自身。由於ΔFq(s)的值只間接地依賴於狀態s和利用C(s)直接形成，因此，下式成立|{ΔFq(s)；s∈S}|≤min{2L，2n}，(89)即，對於n＜L，上面μ(s，q)的許多個都具有相同的值。因此，取決於特定的碼，在實施過程中可以用少得多的運算確定μ(s，q)。
圖3和圖4每一個都顯示了用於確定軟輸出的、偽碼記數法中的算法。圖3涉及一般情況，和圖涉及有關二進位狀態變換(b＝1)的特殊情況。兩種算法都說明了上面陳述，但不包括它們自身。
分別利用V和Vij(α)適當的實施表示，例如，作為N的子集，上面的疊代v∈V和s∈S可以按一般程序循環實現。當然，象例如，k－1＋q那樣可能出現的索引在實施過程中只計算一次，而不是象這裡為了更清楚起見所寫下的那樣每次出現都計算。
圖5顯示了處理器單元PRZE。處理器單元PRZE包括處理器CPU、存儲器SPE和輸入/輸出接口IOS，輸入/輸出接口IOS通過接口IFC以各種方式使用輸出可以顯示在監視器MON上和/或通過圖形接口輸出到印表機PRT上。輸入通過滑鼠MAS或鍵盤TAST進行。處理器單元PRZE還擁有數據總線BUS，它保證存儲器MEM、處理器CPU和輸入/輸出接口IOS之間的連接。並且，附加的部件，例如，附加的存儲器、數據存儲器件(硬體)或掃描儀等也可以連接到數據總線BUS。
權利要求
1.一種解碼預定碼字的方法，(a)其中碼字包括若干個具有不同值的位置；(b)其中通過根據格形表示進行相關，碼字的每個位置與軟輸出值相相關；(c)其中碼字的解碼由碼字的各個位置的相關性確定。
2.如權利要求1所述的方法，其中對於碼字的每一個位置，關於軟輸出值的計算規則由下式確定L(Ui|y)=ln(ci(+1)exp(-(y-c)T(y-c)22)ci(-1)exp((y-c)T(y-c)22)),i=1,,k,]]>其中，L(Ui|y)是待確定的碼字的第i位置的安全測量值(軟輸出)；y 是待解碼的解調結果；c 是碼字；Гi(±1)是關於ui＝±1的所有碼字；σ2是方差(信息幹擾)。
3.如權利要求2所述的方法，其中解碼規則是利用卷積碼的特性求解的，按照移位寄存器操作確定狀態，從移位寄存器的狀態中又可以獲得格形表示。
4.如前面權利要求之一所述的方法，其中，格形表示沿著預定方向處理，項 是通過映射Am遞推地確定的。
5.如權利要求4所述的方法，其中，映射Bm是通過格形表示的手段確定的，格形表示沿著與預定方向相反的方向處理。
6.如權利要求4或5之一所述的方法，其中，項Aiα可以再次處理考慮了已經確定的Am和Bm的格形表示來確定。
7.如權利要求4至6之一所述的方法，其中項 是通過下列各式確定的A~m(E)=sEAm(s),mN]]>以及Am(s)=m(s)tW(s,Vm)Am-1(t),mN]]>和初始值
8.如權利要求5至7之一所述的方法，其中，項Bm通過下式確定 其中， 是為終止遞推而確定的。
9.如權利要求6至8之一所述的方法，其中，項Aiα通過如下關係式確定Ai(y)=sSAj-1(S)tT(s,VJ'(a))BQ-j+1(t)]]>
10.如權利要求9所述的方法，其中，碼字的K個位置按照下式確定L(Ui|y)=ln(A+1i(y)A-1i(y)),i=1,,k]]>
11.如前面權利要求之一所述的方法，用在移動無線電網絡中。
12.如權利要求11所述的方法，其中，移動無線電網絡是GSM網絡。
13.如前面權利要求之一所述的方法，其中，在進一步的解碼中，解碼碼字的位置與二進位結果，尤其與值+1或值-1，相相關，這取決於哪個值與首先解碼的結果更接近。
14.一種解碼預定碼字的裝置，其中配置了處理器單元，該處理器單元按照這樣一種方式設置使得(a)碼字包括若干個具有不同值的位置；(b)通過根據格形表示進行相關，碼字的每個位置與軟輸出值相相關；(c)碼字的解碼能夠由碼字的各個位置的相關性確定。
全文摘要
本發明涉及一種解碼預定碼字的方法,其中碼字包括若干個具有不同值的位置。在這種方法中,尤其通過有限卷積碼的手段進行編碼。通過根據格形表示進行分配,碼字的每個位置被分配最可能布爾值的安全測量值(軟輸出)。通過分配碼字的各位置確定碼字的解碼。
文檔編號H03M13/45GK1332907SQ99815205
公開日2002年1月23日 申請日期1999年12月1日 優先權日1998年12月1日
發明者託馬斯·斯特姆 申請人:西門子公司