基于修改码字传输的先验知识在解码之前处理消息差值的装置和方法

专利名称：基于修改码字传输的先验知识在解码之前处理消息差值的装置和方法
技术领域：
本公开总体上涉及无线通信系统接收机，并且更具体地涉及用于通信信道解码 的装置和方法。
背景技术：
移动无线通信系统通常要求在基站收发信机之间进行切换的能力。然而，这种 切换在切换过程期间通常产生导致掉话的技术问题。关于GSM网络的一个这种问题是当使用低速率高级多速率编解码器(AMR) 模式、半速率业务信道模式或的确用于许多其它逻辑业务信道的模式时，保持控制信道 的完整性。例如，当使用如上所述的全速率AMR 5.9bps或4.74kbps语音编码器模式以及 半速率或其它模式进行操作时，在业务信道(TCH)上维持可接受的帧误码率(FER)所需 的载波与干扰和噪声比(CINR)可以显著地小于维持控制信道的FER所需的CINR。示例 性的控制信道包括但不限于如在GSM 3GPP规范中所指定的慢速关联控制信道(SACCH) 和快速关联控制信道(FACCH)以及其它各种控制信道。因为控制信道接收对诸如切换之类的某些操作来说是关键性的，所以控制信道 的误码率对减少网络掉话率(DCR)来说是特别重要的。希望例如通过Chase合并来合并多个控制信道传输。然而，如果在随后的传输 之间有任何一个或多个比特改变，那么源于前向纠错(FEC)编码方法的码字也会改变， 并且往往不能直接合并控制信道块，所述编码方法诸如为在GSM FACCH的情况下的法 尔(Fire)编码和卷积编码的组合。可应用于FACCH的一种可能的解决方案将是允许重新传输相同的消息，由此允 许移动台(MS)合并第一和第二传输。然而，这种方法存在几个附加问题。首先，该方法要求第一和第二 FACCH传输的184比特有效载荷(层2或“L2” 消息)完全相同以便允许在接收机处进行Chase合并。将不允许修改FACCH消息内容的 任何内容。第二，为了允许接收机合并适当的控制消息，可能需要提供隐式或显式信令的 一些手段来指示应当执行该合并。例如，在FACCH帧的第一和第二传输之间的时间可以 是TDMA帧的精确数目或其它已知数目。第三，只可以使用该方法来合并已知有限数目的FACCH传输。对许多FACCH 传输的Chase合并进行灵活支持，会被证明是不切实际的。最后，该方法无法被传统网 络支持或者向传统终端提供显著的优点。


图1是图示信令方案的传输 信号的流图。图2是图示消息帧结构的位映象图。
图3是图示控制信号在184比特Ll消息有效载荷上的映射的位映象图。图4是用于图示级联编码方案的位映象图。图5是图示依照各个实施例的解码方案的流程图。图6是图示依照图 5的各个实施例的高级操作的流程图。图7是依照各个实施例、图示使用对数似然比来确定在码字或特定比特之间是 否存在差值的阵列和的数学坐标图。图8是图示依照各个实施例的高级操作的流程图，所述各个实施例包括除图5所 图示的那些实施例以外的一些实施例。图9是图示依照各个实施例的高级操作的流程图，所述各个实施例包括除图5和 图8所图示的那些实施例以外的一些实施例。
具体实施例方式这里提供了用于对消息进行联合解码的方法和装置。如这里进一步的描述，在各个实施例中，可以不考虑初始和随后消息之间的定 时或间隔，而根据初始和随后消息之间的先验差值来联合解码消息。在一些实施例中，为了处理并且合并具有先验差值的初始消息和随后消息，可 以利用软输入、软输出(SISO)解码器的性质。此外，在其它实施例中，使用随后消息传输之间的先验差值以及法尔码和卷积 码的线性性质，以使得可以有效地使用各种合并技术。在这种实施例中，有益地使用消 息编码的线性度，以使得如果知道在随后消息传输中的差值，那么也就知道码字中的差值。在各个实施例中，如果知道码字之间的差值，就可以将对应于该差值的对数似 然比取非，以使得可以直接合并先前和随后的信道块。因此各个实施例允许对未被完全 重复的信令信息进行Chase合并。在各个实施例中，一旦接收到第一消息传输，移动台就可以首先尝试通用消息 解码，而不尝试合并在前的消息传输。如果解码失败，那么移动台可以对消息作出假设，并且合并根据符合该假设的 当前和先前消息帧观察而获得的软判决信息。由移动台所使用的软合并方法取决于在每 个假设的消息重传之间的改变的比特。如果成功的消息解码没有由第一假设产生，那么移动台可以继续假设下一消息 等等，直到N个消息传输。移动台可以在每次解码尝试之前更新所存储的消息软判决信 肩、ο现在转向附图，其中同样的附图标记表示同样的部件，图1是图示从基站收发 信台(BTS) 103向移动台(MS) 101传输信息传送帧(“I帧” )105、107、109的传输图。各个实施例利用层2(L2)和层3(L3)的内容的重复，其已知出现在快速关联控制 信道(FACCH)上的特定消息传送序列期间。因此图1图示了信令方案，其可以用来借助 这里所公开的各个实施例而更加有益。所图示的信令方案是从BTS 103到MS 101的典型下行链路消息传送，其中在L2 信息⑴帧中携带L3消息。L3消息的精确内容是不重要的，因此L3消息可以是切换命令或感兴趣的任何其它信令消息。特别重要的是，应当注意，虽然 这里在GSM FACCH的情境下公开了各个实施 例，但是所述实施例并不受此限制。相反，其中使用重传的任何信令方案都可以从这里 所公开各个实施例受益。此外，各个实施例可以被应用到任何无线通信标准或空中接 口，诸如但不限于GSM/GPRS/EDGE、UMTS、IEEE 802.16、IEEE 802.20、IEEE802.il寸。现在返回到图1和所示出的信令方案，其中将包含L3消息的第一I帧105从BTS 103发送到MS 101。I帧105还包含轮询/最终比特，该轮询/最终比特包含在命令帧 以及响应帧中。对于命令帧来说，轮询比特被称为“P比特”，而在响应帧中它被称为 “F比特”。对于各个实施例来说，命令帧的P比特是所关注的比特。在初始的I帧105中，P比特被设置为值0，并且也包含在I帧105内的发送序 号N(S)具有任意值，其取决于先前从BTS 103向MS 101传送了多少I帧。在图1所图示的例子中，N(S)被示为具有值4。也包含在I帧内的接收序号 N(R)也具有任意值。假定此值在由图1所图示的信令方案期间不会改变。如图1所图 示，I帧的重传具有很高的出现概率，然而这取决于在所图示的方案期间在上行链路上是 否成功地从MS 101向BTS 103传送了 I帧。对于图1来说，假定在上行链路上BTS 103 没有从MS 101接收到I帧。如图1所示，MS 101接收I帧105的第一传输并且尝试对其进行解码，但是没有 成功。因为BTS 103没有接收到对I帧的确认，并且在计时器“T200” 111期满之后， BTS 103将重传I帧107，其具有相同的L3内容和相同的L2报头。然而，P比特将被设 置为1。此外，在图1中，MS 101也无法解码第二 I帧107。在计时器T200113第二次 期满之后，BTS 103第三次发送I帧109，P比特再次被设置为1。MS 101再次无法解码 I帧。如果MS 101继续无法在下行链路上解码I帧，那么重传将会继续，直到总共34个 帧重传，或者对于半速率业务信道(TCH)来说为29个，在这点上呼叫被BTS 103丢弃。图2是图示依照3GPP标准的I帧结构的位映象。在图2中，行201表明比特位 置号，下边的行通常对应于八位字节。I帧通用格式包括地址字段203、控制字段205、 长度指示符字段207和L3消息209。应当理解，图2—般只是用于图示目的并且其字段 可以修改，例如字段可以长于一个八位字节，但是仍然是依照各个实施例的。在图2中，地址字段203进一步包括备用比特，比特8，其具有值0。地址字段 203还包括链路协议鉴别符(LPD)，其对于FACCH来说始终具有值00。此外对FACCH 来说，地址字段203的服务接入点标识符(SAPI)始终具有值000。地址字段203的命令 /响应(C/R)比特指示帧是命令还是响应。例如，在图1所图示的信令方案中，对于到 MS 101的BTS 103的命令来说，C/R比特值将会被设置为1。地址扩展(EA)字段被设 置为1以指示地址字段203不存在扩展，该地址扩展字段是地址字段203的比特位置1。控制字段205进一步包括发送序号N(S)字段和接收序号N(R)字段。N(S)和 N(R)字段是3比特序号并且可以具有任何适当的值。轮询比特(P比特)在初始传输I 帧时为0并且在与上面所描述相同的I帧的所有重传上被设置为1，该轮询比特是控制字 段205的比特位置5。
长度指示符字段207指示层3消息209的大小。长度指示符字段207的比特位置 2指示当前的L2块是否为最后的块，或者指示后面是否有更多的L2块并且需要被级联以 便形成完整的L3消息，该比特位置2被定义为“更多比特”(M比特)。被设置为1的 M比特表明后面还有更多的L2块。在FACCH上，长度指示字段207的长度扩展(EL) 比特始终为1。层3消息在长度八位字节后面。利用十六进制值2B来填充任何未使用 的八位字节。 现在转向图3，图示了 FACCH内容在Ll有效载荷上的位映象。184比特的 L2FACCH信息序列被读取到184比特字段301中，d(0) ...d(183)，继而由40比特法尔码
来处理。184比特字段301d(0)...d(183)接受40比特系统法尔码处理，产生附加到 (1(0)...(1(183)的40比特奇偶校验字段303 (0)..”(39)，如图3所图示。使用零值后缀比 特305来终止应用于Ll FACCH块的1/2码率卷积码。在各个实施例中，可以假设图1所图示的信令方案的L2信息消息的特定序列。 在其中图1的信令方案为FACCH传输的实施例中，L2消息的第一 FACCH传输与同一消 息的任何随后传输之间的主要区别是P比特值发生改变，从对于第一传输来说的P = OS 变为对于任何随后传输来说的P = 1。注意，可以由序号N(S)来标识重传，所述序号 N(S)对于第一和任何随后传输来说都是相同的。返回到图3，P比特307占据八位字节2的比特5，并且因此位于L2信息 序列 301、d(0)...d(183)中的比特索引 Idxp = (Octet#-l) X8+(Bit#_l)或 Idxp = (2-1) X8+(5-1) =12，如图 3 所示。对各个实施例来说最为重要的是，1/2码率卷积码和法尔码的组合形成级联码， 该级联码在如图4所图示的二进制伽罗瓦域GF(2)中是线性的。因此，对于图4来说，如果L2信息序列为d(x) = d(0)+…+d(183)x183 (在二进 制伽罗瓦域GF(2)中)，那么编码序列C(X) = C(O)+...+c (183) χ455可以被表示为c(x) = f(d(x)) = Md (χ) (0.1)其中函数f( ·)是线性算子，等效地由矩阵算子M来表示。因此，信息序列d(x)可以被分解为d (χ) = d。(χ)+Px12 (0.2)其中多项式d。(x)没有12阶的项(即0(12))。因为f( ·)是线性算子，所以 码字多项式C(X)可以被表示为c(x) = f(d。(χ)+Px12)= f(d。(x))+f(Px12) (0.3)= C0 (χ) +ρ (χ)其中C。(x)是排除P比特的码字，以下被称为基本码字，并且P(X)是对应于P比 特的码字。然后对于每个可能的P值来说，所接收到的码字多项式C(X)可以被表示为
J Co W p = ^ cnA, 在各个实施例中，公式(0.4)允许在图1所图示的信令方案下合并第一和任何随后的传输。具体地，把由均衡器为消息的第i个观察所递送的456个对数似然比(LLR) 值标示为LLi i，i>0并且k=丨0，…，455丨。取P = O作为任意的参考情况，如果与消息 的第i个观察相关联的P的假设的值为= 0，那么在合并或进一步处理之前不修改LLRk1 如果/ = 1，那么用算术方法将LLRk1求反，即— >-ΖΖ<，对于其中ρ(χ) = 1等 的k的所有多项式项来说都是如此。更重要地是，假设a)对应于LLRk1G = 0)的P值不同于对应于LLRk1G > 0)的 P值，或者b)相同，可以在随后传输的合并期间不那么严格地知道P的精确值。公式 (0.4)允许在任何一种假设下进行合并。
再次暂时返回图1所图示的信令方案并且使用先前上面所定义的码字性质，在 各个实施例中，可以在假设对应于第一和任何随后观察的传输的P比特值不同的情况下 合并多个FACCH消息。据此，在各个实施例中，可以使用两个缓冲器，一个(缓冲器 1)，用于存储首先观察的FACCH帧，以及第二缓冲器(缓冲器2)，用来对随后观察的帧 的LLR进行求和，如图5所示。在图5所图示的实施例中，只要求两个解码假设；第一个假设为如在框513中所 示，直接合并两个缓冲器，并且第二个假设为如在框519中所示，缓冲器1的P码字比特 LLR在与缓冲器2的P码字比特LLR合并之前被求反。如框523所示，接收机允许最多 N次传输，在此之后宣告解码失败。应当注意，对于各个实施例来说，如上所述的公式(0.4)通过利用线性码的性质 特别高效地合并了第一和随后的码字观察并且对所产生的合并码字观察进行随后前向纠 错解码。然而，本公开并不受此限制，并且应当理解，联合解码第一和随后码字观察的 其它方法同样适用于这里所公开的各个实施例。例如，可以修改基于维特比(Viterbi)解 码原理的简单的卷积解码器以便通过在用于构造格子(trellis)状态量度的分支量度计算中 对在第一和随后码字观察之间的信息字差值进行假设，诸如对在特定情况的FACCH传输 中的P比特进行假设，来对第一和随后码字观察进行操作。因此在一些实施例中，可以 把关于信息字差值的每种特定假设与嵌入到维特比解码器中的已经公知的假设相关联， 所述维特比解码器与在格子中限定每个状态转变的编码比特有关。在公式(0.1)中的函数f( ·)是非线性码的特定情况中，利用公式(0.4)的线性 码性质的合并方法可能是不适用的，并且需要联合解码的替换方法。应当注意，存在依照本公开的用于联合解码的各个其它实施例。例如，在一些 实施例中，联合解码可以依照概率方式来利用消息中的先验差值，注意到，对于“软输 入、软输出”(SISO)解码器来说，对应于码字比特的概率值的一部分，无论其是SISO解 码器的输入还是输出，都对应于先验消息差值。因此，可以向这种比特部分应用处理， 以使得可以联合解码初始和随后消息。应当理解，尽管为简单起见将所述消息描述为“初始”和“随后”，不过在 所有实施例中可以不必在初始和随后时间发送这种消息。例如，在一些实施例中，可以 经由多个信道来发送具有已知信息内容的差值的一组消息，其中这些信道可以是时分、 频分或码分多路复用的，或者依照其它方式映射到一组物理资源上，诸如正交频分调制 (OFDM)子载波。所要求的是接收机知道信息字内容的差值以及前向纠错编码的方法。在这种实例中，然后可以例如使用线性或SISO解码器实施例来联合解码消息。此外，对 于随后消息来说，其中这种消息在初始消息之后的时间到达，各个实施例并不要求特定 的时间间隔或间隙。应当理解，这里所公开的大部分创新性功能和许多创新性原理最好利用软件或 固件程序或指令和集成电路(IC)来实现，诸如为本领域普通技术人员所公知的数字信号 处理器(DSP)或专用IC(ASIC)。因此，这种软件、固件和IC(如果存在的话)的进一 步论述将限于关于由各个实施例所使用的原理和概念的本质。 在每个TDMA帧使用单个时隙的话音呼叫的情境下定义了这里所公开的FACCH 解码方法。因此，MIPS(每秒数百万指令)和存储器约束与多隙情况相比没有那么多限 制。尽管如此，忽视合并LLR的成本，在一些实施例中，由于需要假设可能是或可能不 是实际的第一传输的第一观察FACCH块，所以解码(卷积和法尔解码)的计算复杂度加 倍。因此，对于一些实施例的存储器需求来说，必须分配两个具有456个16比特字的缓 冲器来存储在收到随后的FACCH帧之间的LLR值。
图6以简化方式图示了各个实施例的高级操作。在框601中接收并解调第一消 息以便获得第一组LLR或阵列LLRp如框603所示，同样接收并解调第二消息以便获 得第二组LLR或阵列LLR2。在为第一和第二接收的消息假设类似的干扰噪声的情况下， 由此获得的LLR阵列的幅度在理论上相等。因此，暂时转向图7，可以确定范围703，其中可以认为第一和第二接收的消息 是相同的。例如如果，
权利要求
1.一种操作接收机的方法，包括根据第一消息的第一解码器输入分量的差值来确定所述第一消息和第二消息是否不 同；以及所述第二消息的第二解码器输入分量。
2.如权利要求1所述的方法，进一步包括假定在所述第一消息与第二消息之间的特定差值，用算术方法修改所述第二解码器 输入分量的一部分；以及合并所述第一解码器输入分量的一部分和所述第二解码器输入分量的所述用算术方 法修改部分，以获得新合并的解码器输入。
3.如权利要求1所述的方法，其中所述第一解码器输入分量的第一部分和所述第 二解码器输入分量的第二部分分别对应于第一阵列的对数似然比和第二阵列的对数似然 比，进一步包括使用所述第一和第二阵列来计算阈值；并且如果所述第一和第二阵列的相应阵列元素和的绝对值的总和小于所述阈值，那么确 定所述第一消息和所述第二消息不同。
4.如权利要求3所述的方法，进一步包括确定所述绝对值的总和是否大于或等于所述阈值。
5.如权利要求1所述的方法，其中所述第一消息由自动重传请求(ARQ)机制发送， 并且所述第二消息也由所述ARQ机制在所述第一消息之后的任意时间间隔发送。
6.如权利要求5所述的方法，其中所述ARQ机制是数据链路层机制。
7.—种操作移动台的方法，包括接收由自动重传请求(ARQ)机制发送的初始消息；在由所述ARQ机制发送所述初始消息后的任意时间间隔接收随后的消息；以及通过假定所述第一消息与所述第二消息相同，合并所述第一消息和所述第二消息。
8.如权利要求7所述的方法，其中所述ARQ机制是数据链路层机制。
9.一种无线接收机，包括解调电路，被配置为解调第一消息和第二消息；耦合到所述解调电路的处理电路，被配置为根据所述第一消息的第一解码器输入分量与所述第二消息的第二解码器输入分量之 间的差值来确定所述第一消息和所述第二消息是否不同；以及耦合到所述处理电路的解码电路。
10.如权利要求9所述的无线接收机，其中所述处理电路进一步被配置为假定所述第一消息与所述第二消息之间的特定差值，用算术方法修改所述第二解码 器输入分量的一部分；并且合并所述第一解码器输入分量的一部分和所述第二解码器输入分量的所述用算术方 法修改部分，以获得新合并的解码器输入。
11.如权利要求9所述的无线接收机，其中所述第一解码器输入分量和所述第二解码 器输入分量分别对应于第一阵列的对数似然比和第二阵列的对数似然比，并且其中所述 处理电路进一步被配置为使用所述第一和第二阵列来计算阈值；并且如果所述第一和第二阵列的相应阵列元素和的绝对值的总和小于所述阈值，那么确 定所述第一消息和所述第二消息不同。
12.如权利要求9所述无线接收机，其中所述第一解码器输入分量和所述第二解码器 输入分量分别对应于第一阵列的对数似然比和第二阵列的对数似然比，并且其中所述处 理电路进一步被配置为使用所述第一和第二阵列来计算阈值；并且如果所述第一和第二阵列的相应阵列元素和的绝对值的总和大于或等于所述阈值， 那么确定所述第一消息和所述第二消息不同。
13.如权利要求11所述的无线接收机，进一步包括耦合到所述解码电路的第一存储缓冲器，被配置为存储与所述第一消息相关联的所 述第一阵列的对数似然比；以及耦合到所述解码电路的第二存储缓冲器，被配置为存储与所述第二消息相关联的所 述第二阵列的对数似然比。
14.如权利要求12所述的无线接收机，进一步包括耦合到所述解码电路的第一存储缓冲器，被配置为存储与所述第一消息相关联的第 一阵列的对数似然比；以及耦合到所述解码电路的第二存储缓冲器，被配置为存储与所述第二消息相关联的第 二阵列的对数似然比。
15.如权利要求9所述的无线接收机，其中所述解码电路进一步包括 第一解码电路；耦合到所述第一解码电路的交织器；以及 耦合到所述交织器和所述第一解码电路的第二解码电路。
16.如权利要求9所述无线接收机，其中所述第一解码电路是卷积解码器并且所述第 二解码电路是法尔解码器。
17.如权利要求13所述的无线接收机，进一步包括 第一解码电路；耦合到所述第一解码电路的交织器；以及 耦合到所述交织器和第一解码电路的第二解码电路。
18.如权利要求14所述的无线接收机，进一步包括 第一解码电路；耦合到所述第一解码电路的交织器；以及 耦合到所述交织器和第一解码电路的第二解码电路。
19.如权利要求17所述的无线接收机，其中所述第一解码电路是卷积解码器并且所 述第二解码电路是法尔解码器。
20.如权利要求18所述无线接收机，其中所述第一解码电路是卷积解码器并且所述 第二解码电路是法尔解码器。
全文摘要
公开了一种用于在解码之前处理在第一和第二消息之间的差值的方法和装置。由图1所图示的信令方案并且使用这里所定义的码字性质，各个实施例可以在假设对应于任何随后观察到的传输的消息部分的值不同的情况下合并多个消息。因此，可以把第一组观察(LLR)(601)与第二或随后的一组观察(603)相比较，并且如果发现所述观察足够相似，那么可以在组成消息信息字中的假设差值(607)的情境下进一步进行比较。一旦识别了信息字中的任何差值，就可以在适当的数学处理之后并且在进一步的解码之前，把第二或随后组的观察与第一组观察相合并(611)。
文档编号H04B7/216GK102017458SQ200780002996
公开日2011年4月13日 申请日期2007年1月22日 优先权日2006年1月23日
发明者奥利维尔·彼鲁兹, 杰弗里·C·斯莫林斯克, 肯尼斯·A·斯图尔特, 迈克尔·E·巴克利 申请人:摩托罗拉移动公司