编码数据消息k’用以从发射站向接收站传输的方法以及解码方法、发射站、接收站和软件的制作方法

专利名称：：编码数据消息k’用以从发射站向接收站传输的方法以及解码方法、发射站、接收站和软件的制作方法编码数据消息K'用以从发射站向接收站传输的方法以及解码方法、发射站、接收站和软件本发明涉及一种用于编码数据消息K'用以从划寸站向接收站传输的方法以^ffi于解码的相应方法、相应划t站、相应接收站和相应软件。构建优良的低密度奇偶校验码(LPDC码)在编码理论中成为最近最热门的研究主貌一。尽管对LDPC码的M分析[1]有实质进展，然而构建短小和中等长度的实用代码仍然是公开的问题。主要原因是密度演化分析需要构建不规则的LDPC码，然而发展至今为止的代数码设计技术大部分只能仅生成有规则的构建，其天生缺少^￡特性的能力。此外，实用长度LDPC码的性能不仅1^^M迭^i科马阈值，而且依赖代码最小距离。对于高码率代码，最小距离看起来是占优势的因素。这就允许人们能使用传统的编码理论技术解决代码构建问题，像有限几何学、差集等等(例如参见[2,3,4])。但是对于较低码率代码(例如l/2码率)，不得不在该最小距离和迭代解码阈值之间找到折衷。这典型地通过执行某类有条件的随机搜索[5,6,7]来实现。使用这些方法所获得的代码展示出非常好的性能，但是由于缺少任一结构而非常难以实现。解决这禾中问题的一个途径是修改结构规则的奇偶校验矩阵以使之变得不规则[8,9]。但是，现在没有形式化的途径来执行这种修改，而且在好的代码被发现前需要进行大量的试验。LDPC码4樣统性码的子类。线性码的任意码字c满足方程HcT=0，其中H是该代码的奇偶校验矩阵。另一方面，对于给定的数据消息K，相应的码字能作为c二KG被获得，其中G是该代码的生成矩阵(generatormatrix)cf。这就意味着该奇偶校验矩阵H和该生成矩阵G必须满足方程HGT=0。对于给定的奇偶校-傲巨阵H，就能够构建许多不同的生成矩阵G。也就总能(或许是校验矩阵H应用了列置换之后)以(HAI]的形式构建生成矩阵，其中I是单位矩阵，以及A是某些其它的矩阵。在这种情况下，相应于数据消息K的码字看上去像c=KG=[KAK]，也就是，该数据消息K表现为该码字的子矢量。这就是己知的系统编码。系统编码的优点在于一旦所有的信道差错从码字中被移除，数据信息能立刻从中被提取，而没有任何后处理。在某些瞎况下能够构建用于系统编码数据消息的其它方法，比乘以系统形式的生成矩阵更有效。但是，该编码方法不影响该代码的纠错能力。同样成立的是，如果H是某线性码的奇偶校验矩阵，则乘积SH也是同一代码的奇偶校验矩阵，其中S是非奇异矩阵。特别地，如果S是置换矩阵，并且H^j氐密度矩阵，贝U在SH矩阵上运行置信传播(beliefpropagation)LDPC解码算銜10]会正好给出与在原始H矩阵的情况下相同的结果。许多LDPC码构建基于M用Pxp置换矩阵替代给定的项Py对模板矩阵(templatematrix)P的扩充，其中P是扩充因子。^顿根据图2至8的构建，能从单一模板矩阵开始生成具有不同长度但是有相同码率的代码。尤其，其奇偶校-鄉阵由两个子矩阵给出，第一个，Hz，是执行所谓Z形模式(zigzagpattern)的双对角矩阵，以及第二个，a,基于模板矩阵的扩充而被构建，也就是，通过用置换和零矩阵来替代它的项。通过改变扩充因子，获取不同长度的代码。明显地，这需要釆用不同的置换矩阵。尽管这种操作简单，但是改变扩充因子需要在相应于奇偶校验矩阵的Tanner图中重新路由边。由于Tanner图结构为在接收机处所谓的"消息传递"或'置信传撒'解码而被实施，所以当考虑到整个代码族(codefamily)时其结构上的变化能提供显著的硬件复杂度。从较短代码中获取较长代码的可能性是ffl31级联编码[3]。但是，M常也会改变码率。此外，如果在级联编码构建中使用LDPC码则已知执行的也不是很好。原因是非常难以在级联编码的Tanner图中获得好的节点度分布。本发明的目的是提供一种改进的方法，用于使用其长度可以选择的代码来编码数据消息，使得可以克服上述有关解码器结构和码率的缺点。本发明进一步的目的是提供用于解码的相应方法、相应发射站、相应接收站和相应软件。该目的是M根据独立权利要求的用于编码的方法、用于解码的方法、发射站、接收站和软件来实现的。4继实施例^人属权利要求的主题。根据本发明用于编码数据消息K'用以从^I寸站向接收站传输的方法，该编码生成长度为n，^^o的码字c'，其中w和no是整数，并且生成码字c'是通过和/或数学上可写作数据消息K邻生成矩阵G加相乘而得到的，c'=K'G'，其中该生成矩阵0'是矩阵方程//'^=0的解,其中《'=[^Hi']，Hz'是两相邻对角线为1所有其它位置为0的*1110，*1110矩阵，H/是w*moXw*(no-mo》^^H是ilil交织有在对角线上为mox(no-mo)所有其它位置为0的w个H,维矩阵的块对角矩阵^，的行所获取的矩阵，而H,被进一步选择，以使得H-[HzHi]是长度为no的代码的奇偶校-傲卧车，其中Hz是两相邻对角线为1所有其它位置为0的moxmo矩阵。本发明能够创建w倍于长度为no的原型码的代码，而不改变相应的Tanner图结构。因此解码器结构，例如，用于长度为no的原型码的硬件组件也可以被用5l^解码根据本发明方法编码的码字。除了交织行外，也可以交织矩阵H'的列。所产生的代码是等效的并且与在不交织列盼瞎况下所产生的代码具有相同盼性能。tt^地，H,被进一步选择，使得使用生戯巨阵G编码数据消息K生成长度为no的码字c，c《G，而该生成矩阵G是矩阵方程HGT^的解，其中H=[HZ,其中Hz是两相邻对角线为1其它位置为0的moxmo矩阵。地，HM:交织第一矩阵Hu的行而得到，其是由置换矩阵和零矩阵组这就意味着相应代码的奇偶校-傲巨阵H是由H=[HZSH^S[S"HzHJ给出的，其中S是用于交织第一矩阵&的行的置换矩阵。由于置换奇偶校验矩阵的行不改变该代码，因此也可以4顿形式为[S"HzHJ的奇偶校验矩阵。有利地，生戯巨阵G'被使用，其满足条件G'=[((《)-W;f/]。因此，如果码字c'在数学上被写为c、[cz'"']，薩消息K'和该生成矩阵G'相乘导致c/是数据消息K'，而Cz'由cJ=(//:)-'//,'JT给出。乘以子矩阵(《广7/:既可以直接进行，也可以作为一系列随后的变换来进行。由于《^'《w，其中S'是用于交织t央对角矩阵i/，)的行的置换矩阵，因此既可以直接用Hi'乘以矢量《T(数据消息)，或者先用乘再交织所获得的矢量的元素。用矩阵i/"乘以矢量可以M31具有传递函数1/1(l+D)的过滤器来实现。有利地，矩形交织器被用于交织块对角矩阵//,'("的行，也就是使用置换n(O=modw。)w+.附O有利地，第一矩阵&是由SXt维的模板矩阵P扩充而产生，该扩充通过把满足劍牛0SP^oo的模板矩阵P的所有元素Pb用pxp维的循环置换矩阵替换来进行，在位置(r,(《+r)mod"处值为l，其中户O..p-l，i=0..s-l以及j-O..t-l，并且用pxp零矩阵替换满足割牛P^oo或者巧<0的P的其它元素。M31改变扩充因子p可以选择no的不同值，这是由于改变p改变了巧和Hz的大小，也就是no和mo。有利地，矩形交织器被用于交织第一矩阵Hu的行，也就是使用置换<formula>formulaseeoriginaldocumentpage7</formula>用于解码来自从，站接收的码字c怖数据消息K怖本发明方法展示了解码该码字c'所有必需的步骤并且使用根据本发明编码方法建立的奇偶校验矩阵H'。根据本发明编码方法，在方程i/'G'、0中使用奇偶校-傲巨阵H'，所述方程必须由生成矩阵G'满足，所述生戯巨阵可用于在数学上表达数据消息K加编码。本发明的发射站包括编码单元，用以把数据消息K'编码成长度为n=w*no的码字c'，其中w和no是整数，并且生成该码字c'是通过和/或在数学上可写作数据消息K和生成矩阵G'的相乘而得到，c'=K'G'，其中该生成矩阵G'是矩阵方程7/'G'、0的解，其中h'^Hz'Hi']，其中Hz'是两相邻对角线为1其它位置均为0的wgmoxfmo矩阵，H/是w^^moXw，no-mo)矩阵，以及H/是通过交织有在对角线上为mox(no-mo)其它位置为0的w个H滩矩阵的i央对角矩阵//，)的行所获取的矩阵，而H,被进一步选择，使得H^HzHi]是长度为化的代码的奇偶校微巨阵，其中K是两相邻对角线为1所有其它位置为0的moxmo矩阵。本发明的接收站包括解码装置，用于使用奇偶校-傲巨阵H'解码从^l寸站接收的、根据本发明的编码方法所，的码字c'，用于检验码字c怖奇偶性。本发明的用于编码数据消息K'的软件包括如果软件在计算机上运行则fflil4顿本发明的编码方法从输入数据消息K'输出码字c'的程序代码。此外，本发明用于解码码字c怖软件包括如果软件在计算机上运行则从输入码字c'中输出数据消息K'和使用根据本发明的编码方法所建立的奇偶校，阵H'的程序代码。以下将根据图中所示的实施例描述本发明图h例子代码的Tamer图(现有技术)，图2:带有Z形模式的奇偶校^^巨阵和Tanner图，图3:编码器的第一实施例，图4:编码器的第二实施例，图5:码率为1/2代码的模板矩阵P，图6:码率为l/2代码的性能，图7:码率为2/3代码的性能，图8:码率为2/3代码的，對反矩阵P，图9:根据本发明的编码方法所，的长度为w*360、w=l,2,3的码率2/3代码以及使用不同扩充因子p所建立的长度为720和1080的码率2/3代码的性能。:gl寸站是例如无线电通信系统的终端或者基站。接收站是例如无线电通信系统的终端或者基站。终端是例如移动无线电终端，特别是移动电话或者灵活的固定设备，用于传输图片娜和/或声音数据、用于传真、短消息业务(SMS)消息和/或电子邮件消息和/或用于互联网访问。本发明可以有利地被用于任何一种通信系统。通信系统是例如计算机网络或者无线电通信系统。无线电通信系统是经由空中接口执行终端间的数据传输的系统。该数据传输可以是双向的也可以是单向的。无线电通信系统特别是例如根据GSM(，移动通信系统(GlobalSystemforMobileCommunications))标准或者UMTS(通用移动电信系统(UniversalMobileTelecommunicationSystem))标准的蜂窝无线电通信系统。同样例如根据第四代的未来移动无线电通信系统以及ad-hoc网络应被理解为无线电通信系统。无线电通信系统也是根据电气和电子工程师协会(正EE)的标准、如802,Ua-i、HiperLANl和HiperLAN2(高性肯g无线电局域网络(HighPerformanceRadioLocalAreaNetwork))的无线局域网络(WLAN)，以及蓝牙网络。LDPC码概况LDPC被定义为一类有稀疏moxno奇偶校验矩阵H的线性二进制代码。该代码的维度由feno-mo给定。可替代地，LDPC码可以M有no个变量节点和mo个校验节点的二分图(Tanner图)[IO]来表征。当且仅当H^1，,接节点j和校验节点i。例如，考虑下述奇偶校验矩阵<table>tableseeoriginaldocumentpage9</column></row><table>图l表示相关的Tanner图。在图中节点的度是指连接至该节点的边的数目。如果在Tanner图中不同的节点有不同的度，则代码被称为不规则的。否则，代码被称为规则的。该Tamer图的特征在于其體和校验节点度分布/100=》;^-1和/^)=2>,-|，其中A,.和p,分另提连接至度i的錢和校验节点的边的组分(fraction)。这些鹏视分布(edgeperspectivedistribution)能被转化为节点透视分布AOc^j;,A,V-'和A(x)=LT^-1，其中A,.和《.是度为i的变量和校验节点的组分。基于图的LDPC码描述允许设计迭代消息传递解码算銜l0]。该算法在[l1]中对于无限长的代码禾口二进制输入无记忆输出对称信道(binary-inputmemorylessoutput-symmetricchannel)的情况被分析。已经表明对给定的LDPC码集合，存在信道参数的值(例如，信噪比)，使得迭^l軒马对大于该阈值的所有参数值是成功的。设计数字算法来为给定节点度分布计算阈值就有可能，甚至为了使其最小化而执行其优化[ll]。对于有限长度的LDPC码，性能不仅纖i^ftl軒马阈值，而且1繊该代码的环结构。Tanner图的周长(girth)是该图的最小循环长度。图1中该图的周长是6，因为有连接其顶点的长度为6的环v]-d-VrC3-V5-CrV!。已知短的(尤其是长度为4)循环对消息传递解码算法的性能有负面影响，因此这种Tanner图通常应该被避免。但是，在[6]中表明并不是所有的短环都是同样有害的。如果环中的节点被连接至未参与该环的节点，贝'j外在信息仍旧能流经该Tanner图，并且解码旨,继续进行。也可以引入环的近似循环外在消息度(ACE)如问ZC￡=Z(《-2)，(1)其中对该环中的所有变量节点求和，并且di是第i个变量节点的度。可以在正被构建的Tanner图中对长度/￡2/Ace的所有环上的最小ACEfjtt力卩^C￡min>77的约束。在[12]中示出了在此情况下尺寸^/ace的停止集(也就是，消除由消息传递算法不可恢复的配置)的次数随着"呈指数减少。由于任何码字的非零符号的位置也构成停止集，ACE调节也改进了码最小距离(以及通常，权重谱)。方程(1)意,仅包括度2节点的环的ACE等于0。此外，已知该Tanner图中度2部分中长度2/的任何环对应于权重/码字。由于优化的节点度分布通常具有l>A2a(也就是，应该有大量度2节点)，特别重要的是最大化经过该Tamer图的度2部分的环的长度。这可以i!31安排尽可能多的度2节点为图2中所示的Z形模式来实现。如果需要，剩余的度2节点可以被打包到部分H,中。Z形模式也不必包括所有的校验节点。这意味着该Z形模式在LDPC码的设计中是非常好的起始点。注意到，禾佣这种代码对消息K的系统编码可以MK和生成矩阵G=[(//J1////]相乘而被执行。对示出LDPC码的可能构建的例的描述矩阵H,应当在下列约束下进行构建1.所获取的奇偶校验矩阵//=]的Tanner图应当具有约等于目标节点度分布的节点度分布；2.应当避免低!OI码字；3.更一般地，应当避免在H中的小停止集，也就是应该满舰某些;7的约束爿c&7;4.应当避免长度为4的环；5.应当构建H。这些准则在构建a的算法中被实施。建议分两步构建Hi。首先，扩充sxt模板矩阵P，也就是，用在位置(r,(^+r)mod/7)(r=0..p~l，H)..s-l，j=0..t-l)中为l的pxp循环置换矩阵替代其元素Py:0^<oo。P的所有其它元素由pxp零矩阵代替。第一矩阵^通过扩充模板矩阵P而获得。其次，置换(交织)第一矩阵Hu的行。这生成了spxtp矩阵H,。一个可能的行置换由矩形交织器给出<formula>formulaseeoriginaldocumentpage10</formula>这里s、p禾口t是该构建的参数。附加mo个Z形列至Hi，获得moxno奇偶校-，阵H，其中n^sp、no=tp+mo。该模板矩阵P是下述优化处理的结果，使用原型矩阵M，其中在位置(i，J):0^^<00为1，其它位置为0。观察到H,能用至多^个Py来指定，其中X7是在原,阵M中1的个数。图3和图4示出了用于il^代码的编码器的实施例，用于把数据消息K编码成码字c。该数据消息K^f列来说是从发射站NodeB传输到接收站UE的k位矢量。该接收站UE具有处理器PR用以解码该码字c，而解石驰括JOT奇偶校-傲E阵H^it行置信传播解码算法和奇偶校验该码字c。在图3中该码字c，在数学上可以被写作c^c^cj，M使数据消息K与生戯巨阵G相乘来产生，其必须满足方程HGT^0。奇偶校验矩阵=]由如恰好最近一斷万述的被构建。在图4中通过寸OT满足条件G二的生i^g阵G展示了更有效的方法。因此，如果码字c在数学上被写作c4c^cj，则数据消息K和这个生成矩阵G相乘得出了是该数据消息K的第一分量&，而第二分量是由《=1巧f给出。也就是说，该码字c的第二分量&利用行置换通过使数据消息K与第^巨阵HL相乘以及置换该乘法的结果的行并且过滤该结果来计算。可替代地，可以在与数据消息K相乘之前对第一矩阵Hu应用行置换。奇偶校验矩阵H、也就是说矩阵H,和Hz以与对于图3所述的相同的方法来建立。原鹏巨阵M可以通过不同的方法构建，例如手工地，或者使用PEG算法[5]，使得该原型矩阵近似满足给定的节点度分布对(A的^;c))。在模板矩阵P中Pj整数的特定值应当被选择，使得所得到的奇偶校验矩阵H满足上述要求1-5。以下部分提出了用于对其进行计算的随机化算法。优腊法下面所提出的优化算法的构想是如图4所示的在乘以第一矩阵&、交织器、和1/(l+D)过滤器后的低权重输入字，不应当转换成低权重矢量(Cz，。。这点非常类似于为turbo码构建交织器的问题。Z形模式的结构允许计算"H^x矢量的权重为<formula>formulaseeoriginaldocumentpage11</formula>(1)其中Z是在Z形模式中变量节点的个数，Xj:1^，+1<...^11，尸1,./是在该Z形编码器的输入处的矢量x中非雜的位置，且X(H)。这賴达式考虑到z形模型并不涵盖图中的所有校验节点的情况，以及在H,中线性相关列的情况。原则上，这就允许考虑所有可能的输入模式，为给定的Pu集计算1/(l+D)过滤器的输入矢量^A《，找出过滤器输出的权重，并且推导出所得代码的最小距离cU。然后能够在所有可能的Pu值上执行(U的最大化。但是，这种方法由于指数数目的输入模式、以及极大尺寸的搜索空间而非常不切实际。因此必须把搜索范围限制于具有充分小的权重wt(K)S"的k位数据消息K。此外，Py值的优化可以在逐列的基础上使用遗传算法的变化被执行1.禾,所需的歹诉口行度分布来构建原鹏巨阵M。2.使j:岣。3.对所有的is.tMj=l随机生成Pu。4.确定Mil扩充模板矩阵P的第一j+l列和适当地置换扩充的矩阵的行所获得的矩阵A，没有长度为4的环并且它的最小ACE不少于给定的阈值7。这可以通过使用在[13，6]中提出的算法被有效实现。如果失败则转至步骤3。5.考虑所有可能的输入模式《eGF(2)c:wt(K)sa。使用(1)确定Z形编码器的相关联的输出矢量的权重，并且找至撮小码字权重，这在此用表不。6.重复步骤3-5给定次数，并且选择最大化S咖的Py值。使S咖最大值为^。7.使J:=j+l。8.如果j〈t，则转至步骤l。注意到j^minj^对所获得的代码的最小距离给出了上限。显然，增大a，被分析的输入矢量的权重改善了该估计的精度。实际上，对于精心挑选的原型矩阵M，设置""足以获得非常接近该代码的真实最小距离的J。上面提至啲算法为扩充因子P的固定值优化了模板矩阵P。但是，有可能同时考虑许多不同的扩充因子，在第6步骤最大化对同一模板矩阵P、但是不同扩充因子P所获得的代码的估计最小距离的力卩权和。因此，对于多个不同的代码长度、但是相同码率，获得用于奇偶校验矩阵的唯一的模板矩阵P。所提及的算法概括了在[8，9，14]中以几种方式提出的方法。第一，第一矩阵Hu的行交织可以被认为是LDPC石别尤化中的附加的自由度。上面皿的优化算法明确地不依靠它。第二，不存在来自原始的代数LDPC构建([8，15])的对Pij值的人工限制。对此的代价缺乏用于计算Pu的显式算法。但是因为与模板矩阵P的尺寸相比较这些值的数目非常小(参见图5和8)，所以这不是严重的缺陷。第三，发J贴子代码的过程是正规化的，并且试错尝试的次数得以减少。假若足够的计算功率可用，贝U所提及的算法就可以为所获得的代码的最小距离生成可靠的估计，因此为代码设计者提供有价值的反馈。数值结果图5中的模板矩阵P可被用于构建码率1/2代码，其被用在例如根据图3或图4的实施例中。每个整数项Pu应当用由py给出的pxp循环置换矩阵所代替，而oo项(entiy)应当用pxp零矩阵所代替。在扩充模板矩阵并且置换行后mo=s*pZ形列应该被、添加到该模板矩阵P。所使用的行置换是(矩形交织器)n=(,modP),P.0.^—1。图6示出了描述在AWGN信道中的所获得的代码的性能的仿真结果，以及具有类似参数的PEG和正EE802.16[16]代码的性能。可以看出建议的代码胜过正EE码，并且在某些瞎况下甚至是完全随机PEG码，其目前被认为从性能上是最好的。图7描述了码率2/3代码的性能，以及图8示出了相应模板矩阵P的紧凑表示。所^^的行置换是:织器)+,/=0.平-1°可以看出建议的代码明显胜过正EE码。提出了一种用于构建结构不规则LDPC码的方法。代码构建基于有附加行置换的块置换矩阵。该置换矩阵的参数由优化算法填充，所述优化算法试图最大化代码最小距离。数值结果表明用这种方法所获得的代码拥有良好的最小距离以及没有明显的误码底板(errorfloor)。所提出的构建允许有很多的一般化和e爐。例如，可以4顿一些其它的参数置换替代循环置换矩阵，例如基于置换多项式。第二，附加的LDPC性能标准可以被整合到该优化算法中。具有不同长度的代码的本发明构建本发明者发现，如果Hz'被选择为两相邻对角线为1其它位置为0的w氺moX一mo矩阵，并且Hi'是w申moX^(no-mo)矩阵，其M31交织有顿角线为mox(no-mo)其它位置为0的w个H,维矩阵的±央对角矩阵//,的行而获得，则从长度为no的代码的奇偶校'傲巨阵7/=]开始，长度为w、的代码育,ffliK顿奇偶校-微阵H'=[HZ'H']被构建，其中Hz是两相邻对角线为1所有其它位置为O的moxmo矩阵并且H是moX(no-mo)矩阵。矩阵H、特别是H,，能够例如如，关于图2至8被构建。当然H的其它构建也能用于本发明。如果例如w=2，A'(2)由下面给出并且H'在这种情况下由i/'=[//zn//,:(2)]给出，例如利用置换n(O=(z'mod/w0)2+,'=0..2wn_1码字C'，其在数学上能被写为c=[《]，^M31使数据消息K'乘以生成矩阵G'而生成，其必须满足等式//'(^=0。注意，数据消息K加系统编码能够ffl31使K邻生成矩阵G湘乘而被执行，満足等式g'=[((//:广《y/]。为生成长度为w、的码字c怖编码和解码等效地如结合图3和图4所述的使用H'和G'代替H和G而被执行。M例子，根据本发明所构建的以及长度为w*360(w=l，2，3)的码率2/3代码的性能(FER:作为信噪比Eb/N。函数的误帧率)和使用不同扩充因子p所构建的相同长度的代码的性能在图9中示出。本发明代码的性能仅仅稍逊于使用相应扩充因子p的代码的性能。但是优势在于解码器结构，其可被用于长度为360的代码并且通常由相应的硬件组件实现，能够被被维持用于长度为w*360的代码，而i劾科马器结构通M^择适当的扩充因子P来为所构建的相同长度的代码而改变。为获取更长LDPC码的本发明方法也可以基于其它的基于Z形的构建，例如参见参考[14]。参考文献:UJT.Richardson,M,A.Shokrollahi,andR,L,Urbanke,"Designofcapacity-approachingirregularlow-densityparity-checkcodes,"rransactionsOnI"/〕:for/ndtio/iTheory,vol.47,no.2,pp.619-637,February001.Y,KoufS,Lin,andM,P.C,Fossorier,"Low-densitypar-ity-checkcodesonfinitegeometries:Arediscoveryandnewresults,"rrsnsactionsonI/ii^r/Mtic/]rhecry,vol,47,no，7,November2001*B,Ammar,BHonary,Y.Kou,J,X'u,andS,Lin,、、Con-structionoflow-densityparity-checkcodesbasedonbalancedincompleteblockdesigns,"[TransactionsonInformationTheory,vol,50,no.6,June20CM,〖引S,J,JohnsonandS.R,Weller,"Resolvable2-designsforregularlow—densityparity一checkcodes,"Tra门sactio厂jsonCo/n翻/iications,vol.51,no,9,September2003，[5]X.-Y.Hu,E.Eleftheriou,andD,-M.Arnold,"Regularandirregularprogressiveedge-growthTannergraphs,"J^EE"Trans-actionson工njfor/7iatiariTheory,vol,51,no,1,January2005，〖61T,Tian,C,Jones,J,D，Villasenor,andR,D,Wesel,、、Se-.l國ect丄veavoidanceofcyclesi.n-irregularIjI)PCcodeconstrue—tion,"JSii/KTransactionsOnC》卿un化at:ioris,vol*52,no*8,August2004,HuaXiaoandAmirH,Banihasherni,、、丄mprovedprogressive-edge-growth(PEG)constructionofirregularLDPCcodes,"CommunicationsLetters,vol.8,ncu12,pp*715-717,Deceraber2,*〖8]DaleE，Hocevar,、、IjDPCcodeconstructionwithflexiblehardwareimplementation,"inProceedingsofInterna-tiona_lConferenceonCo臓unica亡ions,May2003,pp.2708-2711.[9]JingyuKang,PingyiFan,andZhigangCao,"Flexiblecon-structionofirregularpartitionedpermutationLDPCcodeswithlowerrorfloors,"JEEECo顺unicatio门sLetters,vol,9,no,6,June2005.[10〗W*E.Ryan,、、Anintroductiont:oLDPCcodes,"inCiRCHandbookforCodingandSignaiProcess:i/]grforiRecordi/]gSys—t柳s,Vasic,Ed.CRCPress,20CM.A.RamamoorthyandR.Wesel,"AnalysisofanalgorithmforirregularLDPCcodeconstruction,〃inProceedingsof工五￡^I"nter/]<3tiana~lSy/nposi,onInformationrheory,2004,p,69,[13MarcP,C,Fossorier,、、Quasi-cycliclow-densityparitycheckcodesfromcirculantpermutaticmmatrices,"X&MJrransactiansOnfor/nationTheory,vol,50,no,8,August2004*〖14]RichEchardandShih-ChunChang,"Designconsiderationsleadingtothedevelopmentofgood^-rotationLDPCcodes,〃工EE^Co/mnu_nicationsLetters,vol.9,no,5,May2005.[15〗R.M.Tanner,DeepakSridhara,ArvindSridharan,ThomasE,Puja,andDanielJ,Costello,、、IjDPCblockandconvolu-tionalcodesbasedoncirculantmatrices,"工EEETransactionsonI/iformationTheory,vol,50,no.12,December2004[16〗B,ClassonandY.Blankenshipetal,"LDPCcodingforOFDMAPH.Y,〃Tech,R邻.C.16e-05/066.t:3,:l:Kh:E802,16Broad-bandWirelessAccessWorkingGroup,2005,权利要求1.用于编码数据消息K′用以从发射站向接收站传输的方法，其中编码生成长度为n＝w*n0的码字c′，其中w和n0是整数，并且生成码字c′是通过和/或在数学上可写作数据消息K′和生成矩阵G′的相乘而实现的，c′＝K′G′，其中该生成矩阵G是矩阵方程H′G′T＝0的解，其中H′＝[Hz′Hi′]，其中是两相邻对角线为1所有其它位置均为0的w*m0×w*m0矩阵，Hi′是w*m0×w*(n0-m0)矩阵，其特征在于Hi′是通过交织有在对角线上为m0×(n0-m0)所有其它位置为0的w个Hi维矩阵的块对角矩阵的行所获取的矩阵，并且Hi被进一步选择，使得H＝[HzHi]是长度为n0的代码的奇偶校验矩阵，其中Hz是两相邻对角线为1所有其它位置为0的m0×m0矩阵。2.根据权利要求1的方法，其中H被进一步选择，使得使用生成矩阵G编码数据消息K生成长度为no的码字c，c=KG，而该生成矩阵G是矩阵方程HG1^的解，其中H=[HzHi],其中Hz是两相邻对角线为1所有其它位置为0的moxmo矩阵。3.根据权利要求1或2的方法，其中H,舰交织滞一矩阵Hu的行而获得，所述第一矩阵是由置换矩阵和零矩阵组成的±央矩阵。4.根据权利要求1、2或3的方法，其中生成矩阵G'由G'给出。5.根据权利要求1、2、3或4的方法，其中矩形交织點皮用于交织所述块对角矩阵乂'(w)的行，也就是通过!柳置换n(,)=(/modw。》<formula>formulaseeoriginaldocumentpage2</formula>6.根据权利要求4或5的方法，其中i鄉一矩阵Hu是由sxt维的模板矩阵P扩充而产生的，该扩充3151以下方式行用pxp维的循环置换矩阵替代满足劍牛0^j，的模板矩阵P的所有元素Pu，在位置k^+010￡^)处具有值为1，其中r^.p-l，i=0..s-l以及jOl，并且用pxp零矩阵替代满足条件P^oo或者巧<0的所有其它元素Pu，其中Pg是某些整数。7.根据权利要求6的方法，其中矩形交织器被用于交织该第一矩阵Hu的行，也京尤^il过4顿置奂n(,')=(/mod+丄，=0..乎—1°8.划寸站，包括编码单元，用于把数据消息K'编码成长度为rn^^o的码字c'，其中w和no是整数，并且生成码字c'是Mil和/或在数学上可写作该数据消息K'和生成矩阵G'的相乘而实现的，c'=K'G'，其中该生戯巨阵0'是矩阵方程//^=0的解，其中h'-[Hz'h/]，其中Hz'是两相邻对角线为1所有其它位置均为0的*11^*1110矩阵，巧'是**1110>^*(110-1110)矩阵，其特征在于H/^M过交织有在对角线上为mox(no-mo)所有其它位置为0的w个巧维矩阵的块对角矩阵7/,'w的行所获取的矩阵，并且Hi被进一步选择，以使得H=[HZHi]是长度为化的代码的奇偶校验矩阵，其中Hz是两相邻对角线为1所有其它位置为0的moxmo矩阵。8.<formula>formulaseeoriginaldocumentpage3</formula>9.用于从自发射站所接收的码字c'中解码数据消息K'的方法，使用根据权利要求1至7之一所建立的奇偶校验矩阵H'。10.接收站，包括解码装置，用于使用根据权利要求1至7之一所建立的奇偶校-微巨阵H解码自划寸站接收的码字c'，用以检验码字c怖奇偶性。11.用于编码数据消息K怖软件，包括如果该软件在计^t/U:运行则M:使用根据权利要求1至7之一的方法从输入数据消息K'输出码字c'的程序代码。12.用于解码码字c'的软件，包括如果该软件在计算机上运行则从输入码字c'中输出数据消息K'和使用根据权利要求1至7之一所建立的奇偶校验矩阵H怖辦代码。全文摘要本发明提供了一种新颖的不规则LDPC码的构建。所建议的构建允许从单个原型代码中利用由H＝[H_zH_i]给定的奇偶校验矩阵来获取多个不同长度的代码，其中H_z指示在相应的Tanner图中众所周知的Z形模式。用于更长代码的奇偶校验矩阵作为[H_z′∏diag(H_i，…，H)]获得，其中H_z′指示依赖于所使用的矩阵H_i的数目的更长的Z形模式，以及∏代表某一置换。这就允许通过再使用为解码原型代码而开发的硬件组件来为更长的代码构建解码器。文档编号H03M13/11GK101432971SQ200780015323公开日2009年5月13日申请日期2007年4月26日优先权日2006年4月28日发明者E·科斯塔,E·舒尔茨,P·特里福诺夫申请人:诺基亚西门子通信有限责任两合公司