专利名称：一种基于宽带码分多址的上行解调方法及装置的制作方法
技术领域：
本发明涉及第三代移动通信系统，具体地说，涉及一种宽带码分多址 (WCDMA, wideband-Code Division Multiple Access)最大比合并(MRC，Maximum Ratio Combing)中随机存储器(Random Access Memory，RAM)地址动态管理的方法及装置。
背景技术：
第三代(3G)移动通信的目标是能够使人们在任何种情况下，都可以畅通地通 信，支持从话音到分组数据、图像到多媒体业务的能力，这就要求更高的数据速率、更 宽的数据带宽、更高的频谱利用率、更好的服务质量、更低的功耗以及更低的系统成 本。WCDMA是3G的主流标准之一，RAKE接收机作为WCDMA的关键技术之一，它 是抵抗多径干扰、改善通信质量的重要技术手段。为了使WCDMA支持上行链路的高速率数据传输，第三代合作组织(3GPP)的 R6引入了增强型物理上行信道增强型物理信道(E-DCH，Enhanced Dedicated Channel)， 它允许最小的扩频因子(SF，Spreading Factor)等于2。图1给出了 WCDMARAKE接收机的结构框图。接收信号经解扩后被分为通过 不同传播路径的基带复信号。这些路径使传输信号具有不同的增益及相位变化。用信 道估计器估计出的信道参数复共轭乘以时隙中的数据信号并与其它径的信号进行MRC合 并，输出的信号再经判决后，即可恢复出发送的数据。图2给出了 WCDMA上行专用物理数据信道的处理流程。这里需要说明的是， 由于本发明的专用物理数据信道(DPDCH，Dedicated Physical Data Channel)的解调采用
二次解扩方式，且二次解扩在MRC之后，所以文中的SF均指一次解扩用到的SF，而不
是数据信道的真实SF。表1给出了 SF与用户数、数据量之间的关系。在数据信道MRC模块中，上游 的码片级处理模块是以IP (Iteration Period，64chip)为单位进行码片处理的，在一个IP内 处理所有用户的码片数据，并且多径之间的延迟不大于64chip(lchip即1个码片，持续时 间大约为260.42ns)。上游模块并行传输4个符号(2个复数符号的实部和虚部)。根据 这个特点，在设计中必须缓存128chip(2个IP)内，所有用户的所有数据。由表1可见， 在SF大于或等于64时，支持384个用户，每个用户128chip内有2个符号，当SF小于或 等于32时，用户数和SF成反比，SF = 2*2时，单用户的数据量最大，为128个符号。图3给出了一般MRCRAM结构图。由于最多支持384个用户，不能确定每个 用户对应的SF，所以一般情况下，要给384个用户留足每个用户128个符号的存储量， 每个符号为16比特(这里假定MRC符号的位宽为16比特)，这样就需要384*128*16 = 768K比特的RAM。由此可见，在MRC中，最大用户数和单个用户的数据量变化很大。存储这些数 据，最简单的方法就是为384个用户都提供最大的存储空间，这样数据都非常方便，只 要知道信道号(ChannelID)就够了。
但是，这种按Channel ID索引的方法需要大量的RAM资源，由上述可知，初步 估算需要768K的存储空间。还有一种分信道业务的处理方法，即在对DPDCH基带信号进行解调之前，根据 上行专用物理数据信道的SF，按照分信道的形式解调，在多RAKE合并之后，将多径合 并后的分信道业务还原为信道业务。该方法相对于前一种，可以节约RAM的存储资源。但是，它是在解调之前由软件配置分信道的，需要软件实时维护和更新信道业 务和分信道业务的对应关系，对软件资源的消耗比较大。而且，它只支持R6之前版本的 协议，处理对象不包括增强型专用物理数据信道(E-DPDCH，E-DCH Dedicated Physical Data Channel)，不支持ARAKE (Advanced RAKE)用户的解调，不支持高速上行分组接入 (HSUPA, High Speed Uplink Packet Access)业务，不支持 SF = 2，不支持上行 16 正交幅 度调制(QAM，Quadrature Amplitude Modulation)信道的解调。
发明内容
针对目前对存储空间浪费及软件消耗大等问题而提出本发明，为此，本发明的 主要目的在于提供一种解调方案，以解决上述问题。本发明提出了一种基于宽带码分多址的上行解调方法，包括以下步骤在上行 数据信道上对数据进行一次解扩；一次解扩完成后，在最大比合并中对数据进行存储； 将存储的数据进行二次解扩。其中，在最大比合并中对所述数据进行存储的步骤中，具体包括以下步骤建 立信道号channel ID和扩频因子SF与分组号Block ID之间的映射关系，从而根据数据的 channel ID和SF来得到数据的Block ID ；建立Block ID和随机存储器地址之间的映射关 系，从而根据数据的Block ID来得到所述数据的随机存储器地址；将数据存储到得到的 随机存储器地址中。其中，在建立Block ID和随机存储器地址之间的映射关系的步骤中，还包括设 置指示用户重复周期Iteration Period的用户标识，建立Block ID和所述用户标识与随机存 储器地址之间的映射关系。其中，在建立信道号channel ID和扩频因子SF与分组号Block ID之间的映射关
系的步骤中，允许用户申请的Block ID的数量为根据SF所计算出的Block ID数量的一倍
或两倍，具体取决于用户的码道数。其中，在根据数据的channel ID和SF来得到数据的Block ID的步骤中，在每个
传输时间间隔TTI开始的时候为数据申请Block ID,在TTI结束之前的一个重复周期释放 所申请的Block ID。其中，在建立信道号channel ID和扩频因子SF与分组号Block ID之间的映射关
系的步骤中，用映射表来存储所述channel ID和SF与所述Block ID之间的映射关系。其中，存储所述BlockID的随机存储器的数量为2，存储所述数据的随机存储器 的数量为4。其中，在最大比合并中对数据进行存储是由硬件来完成的。其中，在根据数据的channel ID和SF来得到数据的Block ID的步骤中，利用计
数器来对Block ID的数量进行计数。
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本发明还提出了一种基于宽带码分多址的上行解调装置，包括一次解扩单 元，用于在上行数据信道上对数据进行一次解扩；存储单元，用于一次解扩完成后在最 大比合并中对数据进行存储；二次解扩单元，用于将存储的数据进行二次解扩。其中，存储单元包括分组Block控制模块，用于建立信道号channel ID和扩频 因子SF与分组号Block ID之间的映射关系，从而根据数据的charaiel ID和SF来得到所 述数据的Block ID;随机存储器模块，用于建立Block ID和随机存储器地址之间的映射 关系，从而根据所述数据的Block ID来得到所述数据的随机存储器地址，并将所述数据 存储到得到的所述随机存储器地址中。针对按Charaiel ID索引的方法，本发明提出了一种物理专用数据信道MRC中 RAM动态管理的方法，通过分组号(BlockID)间接地存储每个Channel ID对应的符号数 据，无须为每个用户保留128*16比特的RAM资源，从而可以有效地减小了消耗的RAM大小。针对分信道业务的方法，本发明是在MRC之后实行RAM动态管理，不需要软 件操作，减小了软件的工作量。并且，本专利支持WCDMA的多个版本的协议，包括 R99、R4、R5、R6、R7、R8协议和HSUPA功能，处理对象包括RAKE和ARAKE用户 的 DPDCH 和 E-DPDCH 信道，传输时间间隔(TTI，Transmission Time Interval)包括 2ms 和IOms用户。支持的SF为4 256，2*2，2*4，2*2+2*4，同时支持四相相移键控调制 (Quadrature Phase Shift Keying, QPSK)禾口 16QAM 调制。如表2所示，按Channel ID索引的方法需要768K的RAM资源，本发明只需要 172K，RAM的消耗量减小了 77.6%，从而大大减少了硬件资源。而且，本发明可以支 持按分信道业务方法所不支持的各种协议，业务以及调制方式。
此处所说明的附图用来提供对本发明的进一步理解，构成本申请的一部分，本 发明的示意性实施例及其说明用于解释本发明，并不构成对本发明的不当限定。在附图 中图1是WCDMA RAKE接收框图；图2是WCDMA上行专用物理数据信道处理流程图；图3是简单MRC RAM结构框图；
图4是RAM动态管理流程图；图5是无多径时延情况下，Channel ID到Block ID的映射；图6是有多径时延情况下，Channel ID到Block ID的映射；图7是映射表的地址分配方案图；图8是MRC_RAM模块中RAM及其地址的结构图。
具体实施例方式下面结合附图和具体实施方式
对本发明作进一步的说明。首先，分析表1，可以看出当SF >32的时候，128chip产生2个符号，最大用户数都是384，数据量一定
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当SF = 32的时候，128chip产生4个符号，最大用户数是384 ；当SF= 16的时候，128chip产生8个符号，但用户数减半，最大用户数是192;以此类推，当数据量加倍时，用户数一定减半。这样，当SF <=32的时候， 需要存储的数据量是一定的，实际需要的存储空间也是一定的。如图4所示，用于WCDMA系统MRC中RAM动态管理的方法，分为三个步 骤步骤一、对于任意一个用户，都可以根据Channel ID和SF得到相应的Block ID。SF不同，申请到Block ID的数量也不同，一个用户最多可以申请16个Block ID， 如表1所示。在每个TTI开始的时候，为Channel ID来申请Block ID，在每个TTI结束 的时候，为Channel ID来提前释放Block ID。考虑到多径时延的情况，这里用两张映射 表来存储Channel ID和Block ID之间的映射关系，因为最多支持384个用户，这里设置 BlockID的数目为512。这一步的处理过程，在Block控制模块中完成。步骤二、根据Block ID和用户IP号的最低比特得到MRC RAM的地址。根据 上面的分析，每块RAM中都有512个Block，每个Block都有两个存储空间，对应着两 张映射表的内容。这个步骤在MRC_RAM这个模块中完成。步骤三、把数据存到相应的RAM单元中。由于上游模块可以同时并行传过来2 个复数符号，因此在MRC_RAM模块中需要4块并行的RAM分别接收这2个复数符号的 实部和虚部。MRC_RAM模块中RAM的具体形式如图8所示。这4块RAM的编址方 式完全相同，根据上面得到的RAM地址，就可以把数据存入相应的单元，这个步骤也是 在MRC_RAM中完成。下面结合附图和表，将对本发明的方法及装置具体实施例进行较为详细的说 明。本发明分为Block控制模块和MRC_RAM模块，分别完成步骤一和步骤二、三的操作。1、Block 控制模块Block控制模块主要负责Block ID的申请、释放和存储管理，它的功能主要包 括根据SF的大小，完成Block ID的申请与释放；存储Channel ID和Block ID对应关 系；完成Channel ID到Block ID映射。资源池用于存放512个Block ID的资源。两张映射表用来记录各个用户所使用的 Block ID资源情况。等到数据再次下发的时候，可以用Channel ID直接索引Block ID。1)根据SF的大小，完成Block ID的申请与释放在每个TTI开始的时候，为Channel ID来申请Block ID，在每个TTI结束的时 候，为Channel ID来提前释放Block ID。将动态地址的数目要适当的设置的大一些，这 样就可以避免没有地址可以申请和提前释放的地址在还没有用完的情况下被申请到这两 种情况，最保守的做法就是设置为最大用户数的两倍(如果支持的用户数是384，可以将 Block ID数目设置到512，这样就有34%的余量，只要在连续一个IP内更新的用户数不 超过一定的数目，就不会出现问题)。可以根据SF申请或释放不同数量的Block ID，如 表2所示。将申请到的动态地址提前一个IP释放的原因
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1.因为多径可能会最多提前一个IP发生更新，即可能在IP号(userip)等于 39 (—个时隙等于40个IP)的时候直接进入新的用户时隙，所以每个用户要提前一个IP 释放BLOCK资源。2.如果动态地址是新的时隙释放，由于SF发生了变化，根据表1可知，将可能 导致申请到的BlockID的数目和释放的BlockID的数目不一致。2)存储 Channel ID 和 Block ID 对应关系这里，用映射表来存储Channel ID和Block ID对应关系，映射表的结构见图5所 示。在TTI开始的时候，申请到的Block ID就存在映射表中。后续数据处理的时候，直 接根据Channel ID查到对应的Block ID。用户是否存在多径时延两种情况的处理是不同的，这里要分别讨论。第一种，未发生多径时延或者多径时延不超过一个IP的情况，如图6所示，只 需要一张映射表完成所有用户Block资源的申请和释放。第二种，发生多径时延且时延大于一个IP的情况，如图7所示，需要设置两张 映射表，也就是两块RAM的原因由于每个用户的多径之间有偏移，同一个用户的各个 多径的更新时间点不一样。可能部分多径已经进入了新的用户时隙，有了新的SF，需要 新的动态地址。而部分多径还在老的用户时隙，他们需要的是老的动态地址。这样在同 一个系统处理IP内，一个用户就需要两种动态地址。有两块RAM这样就可以得到两组 地址了，RAMI存储新的用户时隙的动态地址，RAMO就存储老用户时隙的动态地址。 当用户的所有多径都进入新用户时隙时(在新的时隙中，各个多径的用户IP号一定是从0 开始的)，这样以前的老时隙的动态地址就没有存在的必要了，这时将新用户时隙的地址 空间从RAMI转存到RAM0，并且开始从RAMO中读取动态地址，将RAMI释放出来， 用来准备接受下个新的时隙可能的新的动态地址。有一部分时间要从资源池，也就是先进先出(First In First Out，FIFO)中直接输
出BlockID的原因两块RAM都是写滞后于读的，在每个用户的最早的处理径的时候， 申请到的动态地址还来不及存入RAM中，这个时候从RAMI中读出来的地址并非新申请 到的动态地址。FIFO的深度为512，位宽为9比特，FIFO要有初始值，初始值为0，1，2，…， 511 ；每个存储单元中发一个值，先后顺序没有要求，但是每个单元中的值应该不一样。3)完成 Channel ID 到 Block ID 映射Block ID就存储在RAMO和RAMI中，两块RAM的编址方式相同，高9比特是 Channel ID,低4比特由SF和节拍控制器决定，读写地址addr如式(1)所示addr (13bit) = {Channel ID (9bit)，slave_cnt (4bit)}(1)节拍控制器参数slave_cnt，实质上是一个IP时间内，同一个用户Block的计数
器。根据SF的不同，分配的节拍不同，具体对应关系如表1所示。例如，当SF = 2*2 时，该用户分配的Block ID的数目为16，这时候用4比特的slave_Cnt作为计数器，从0 到15依次计数，当计数到15时，说明该用户本IP的16个Block符号发送完毕。读写地址的低4比特如式⑵所示
权利要求
1.一种基于宽带码分多址的上行解调方法，其特征在于，所述方法包括以下步骤 在上行数据信道上对数据进行一次解扩；一次解扩完成后，在最大比合并中对所述数据进行存储； 将存储的所述数据进行二次解扩。
2.根据权利要求1所述的方法，其特征在于，在最大比合并中对所述数据进行存储的 步骤中，具体包括以下步骤建立信道号channel ID和扩频因子SF与分组号Block ID之间的映射关系，从而根据 数据的channel ID和SF来得到所述数据的Block ID ；建立Block ID和随机存储器地址之间的映射关系，从而根据所述数据的Block ID来 得到所述数据的随机存储器地址；将所述数据存储到得到的所述随机存储器地址中。
3.根据权利要求2所述的方法，其特征在于，在建立BlockID和随机存储器地址之间 的映射关系的步骤中，还包括设置指示用户重复周期Iteration Period的用户标识，建立所 述Block ID和所述用户标识与随机存储器地址之间的映射关系。
4.根据权利要求2所述的方法，其特征在于，在建立信道号channelID和扩频因子SF 与分组号BlockID之间的映射关系的步骤中，允许用户申请的Block ID的数量为根据SF 所计算出的Block ID数量的一倍或两倍。
5.根据权利要求2所述的方法，其特征在于，在根据数据的channelID和SF来得到所 述数据的BlockID的步骤中，在每个传输时间间隔TTI开始的时候为所述数据申请Block ID,在所述TTI结束之前的一个重复周期释放所申请的Block ID。
6.根据权利要求2所述的方法，其特征在于，在建立信道号channelID和扩频因子SF 与分组号Block ID之间的映射关系的步骤中，用映射表来存储所述channel ID和SF与所 述BlockID之间的映射关系。
7.根据权利要求2所述的方法，其特征在于，存储所述BlockID的随机存储器的数量 为2，存储所述数据的随机存储器的数量为4。
8.根据权利要求2所述的方法，其特征在于，在根据数据的channelID和SF来得到 所述数据的BlockID的步骤中，利用计数器来对所述BlockID的数量进行计数。
9.一种基于宽带码分多址的上行解调装置，其特征在于，所述装置包括 一次解扩单元，用于在上行数据信道上对数据进行一次解扩；存储单元，用于一次解扩完成后在最大比合并中对所述数据进行存储； 二次解扩单元，用于将存储的所述数据进行二次解扩。
10.根据权利要求9所述的装置，其特征在于，所述存储单元包括分组Block控制模块，用于建立信道号channel ID和扩频因子SF与分组号Block ID 之间的映射关系，从而根据数据的charaiel ID和SF来得到所述数据的Block ID ；随机存储器模块，用于建立Block ID和随机存储器地址之间的映射关系，从而根据 所述数据的Block ID来得到所述数据的随机存储器地址，并将所述数据存储到得到的所 述随机存储器地址中。
全文摘要
本发明提供了一种基于宽带码分多址的上行解调方法及装置，方法包括在上行数据信道上对数据进行一次解扩；一次解扩完成后，在最大比合并中对所述数据进行存储；将存储的所述数据进行二次解扩，使用本发明可大大节省存储空间。
文档编号H04B1/7115GK102013898SQ20091000879
公开日2011年4月13日 申请日期2009年9月4日 优先权日2009年9月4日
发明者张明 申请人:中兴通讯股份有限公司