一种用于突发擦除信道的实时流编码方法
【专利摘要】本发明公开一种用于突发擦除信道的实时流编码方法，面向在实际应用中广泛存在的突发擦除信道模型，针对包含不同优先级信息帧的实时流，首先计算这类实时流在信道中的理论传输能力上限，并对应设计可渐进达到理论传输容量上限的编码方法，提高了信道传输效率，并且对实时流的应用与发展具有重要的意义。
【专利说明】
-种用于突发擦除信道的实时流编码方法
技术领域
[0001] 本发明属于信息论与编码领域，建立了突发擦除信道下的实时流传输系统模型， 并针对突发擦除信道模型提出了可W渐进达到理论传输容量上限的编码机制。
【背景技术】
[0002] 互联网背景下，实时流在各种传统和新兴的网络中都起着越来越重要的作用，如 视频会议、实时多媒体分享、实时视频监控、远程医疗会诊等等。
[0003] 实时流业务量的快速增长对目前的网络传输能力提出了巨大的挑战。一方面，实 时流的传输本身需要大量的信道资源，而现有网络资源是有限的，尤其是在无线网络环境 下；另一方面，现有的实时流业务信道利用率十分低下，如典型的即时通讯工具skype，为了 纠正可能出现的信息差错，需要携带的冗余信息是真实差错率的4.5倍。
[0004] 因此，提高信道传输效率对实时流的应用与发展具有至关重要的意义，运设及到 两个关键问题：（1)确定信道在传输实时流时的理论传输能力上限；（2)如何设计合适的编 码机制，逼近或者达到前面的理论上限。
[0005] 然而，信道传输实时流的最大能力往往小于传统的香农容量，其传输容量随着流 特征的变化而变化。因此，传统的容量模型和编码机制不能简单地套用到实时流应用中。尤 其是在实时流内还存在着各帖重要性互不相同的情况，更增加了系统的复杂性。比如W Mpeg.X编码的视频流，其中的各个G0P(Gro叫Of Pictures)都由重要性不同的帖（I帖、P 帖、F帖)组成，运些帖在传输中的重要性各不相同。运对实时流传输中的容量理论和编码机 制提出了挑战。
【发明内容】
[0006] 本发明为解决的上述技术问题，提出一种用于突发擦除信道的实时流编码方法， 首先，建立突发擦除信道下的实时流传输系统模型，然后针对突发擦除信道模型提出了可 W渐进达到理论传输容量上限的编码方法，对实时流的应用与发展具有重要的意义。
[0007] 本发明采用的技术方案是：一种用于突发擦除信道的实时流编码方法，首先建立 突发擦除信道下的实时流传输系统模型，得到实时流在信道中的理论传输能力上限，针对 该理论传输能力上限采用对应的编码机制；
[000引所述实时流传输系统模型为:包含一个源节点和一个宿节点，W及一条从源节点 到宿节点的直连链路，该链路带宽为L，表示链路上每个时隙可W传输1个大小为L的报文， 设定消息优先级变化周期为C，且一个周期内每个高优先级消息后面跟随着C-I个低优先级 消息，在突发擦除模型下，每个消息优先级对应一个擦除容忍度，设定解码允许的最大时延 为d，源节点向宿节点发送的消息记作Ml, Mi的编码窗口记作Wi,所述Wi代表消息Mi从产生到 接收期限之间的d个时隙；设定At是时隙t上的一组活跃消息，表示消息Mi的有效编码窗口包 含了时隙t;
[0009]所述实时流包括:对称实时流W及非对称实时流；
[0010] 所述对称实时流中的消息分布为：
[0011]
[001^ 其中，i表示消息序号，且i = l，2,3,…，k，k为发送消息个数，P康示消息优先级，t W及t/均表示时隙，H( ?)表示消息去掉冗余后所携带的纯信息量；
[0013] 所述非对称实时流中的消息分布为：
[0014]
[0015] 所述对称实时流采用比例均衡内联码进行编码;所述非对称实时流采用最大均衡 内联码进行编码。
[0016] 进一步地，所述对称实时流采用比例均衡内联码进行编码具体包括W下分步骤：
[0017] Al、初始化算法环境，包括输入高优先级消息大小Sh及其擦除容忍度Zh,低优先级 消息大小Sl及其擦除容忍度Zl;
[001引 A2、计算消息的优先级分别为:Ph=(d-zh)/d，化=(d-zi)/d，时隙t上的活跃消息： (Mi Ii G{t_d+l,...,t}};
[0019] A3、采用第一算法计算Ml的编码块在时隙t对应的报文Pt中，所占的报文资源大小
[0020] A4、对Mi使用第一编码机制编码，生成冗余度符合优先级Pi要求的码字，按照步骤 A3的计算结果将码字分配到其编码窗口所含的时隙t所对应的报文Pt中，占报文Pt编码块 资源的大小即为对应的Mi[t]。
[0021] 进一步地，所述第一算法具体为:对于所有的1￡{*-(1+1，...，*}，初始化亂[*]= 0，若i mod C = 1，
[0022]
[0023]
[0024] 其中，mod表示求余运算。
[00巧]更进一步地，所述第一编码机制为:Reed-Solomon或者Random Linear Code。
[0026] 进一步地，所述非对称实时流采用最大均衡内联码进行编码具体包括W下分步 骤：
[0027] Bl、初始化算法环境，包括输入高优先级消息大小Sh及其擦除容忍度Zh,消息大小 上限Sub;
[00測 B2、计算消息的优先级分别为:Ph=(d-zh)/d，Pl=(d-zl)/d，时隙t上的活跃消息： (Mi Ii G{t-d+l,...,t}};
[0029] B3、采用第二算法计算Ml的编码块在时隙t对应的报文Pt中，所占的报文资源大小 Mi[t];
[0030] B4、对Mi使用第二编码机制编码，生成冗余度符合优先级Pi要求的码字，按照步骤3 的计算结果将其分配到其编码窗口所含的时隙t所对应的报文Pt中，占报文Pt编码块资源的 大小即为对应的Mi[t]。
[0031] 进一步地，所述第二算法具体为:对于所有的i G {t-d+1，. . .，t}，初始化Mi[t]= 0，
[0032] 当 i 三 I (mod 2)，
[003；3]若t三Umod 2)，
[0034]若t三0(mod 2)，
[003引 当i三0(mod 2)，
[0036] 若t三l(mod 2)，
[0037] 若t三0(mod 2)，
[0038] 其中，mod表示求余运算。
[0039] 更进一步地，所述第二编码机制为:Reed-Solomon或者Random Linear Code。
[0040] 本发明的有益效果:本发明的一种用于突发擦除信道的实施流编码方法，面向在 实际应用中广泛存在的突发擦除信道模型，针对包含不同优先级信息帖的实时流，首先计 算运类实时流在信道中的理论传输能力上限，并对应设计可渐进达到理论传输容量上限的 编码方法，提高了信道传输效率，并且对实时流的应用与发展具有重要的意义。
【附图说明】
[0041 ]图1为实时流传输系统模型。
[0042] 图2为比例均衡内联码。
[0043] 图3为MEIC编码机制中不同时隙中的编码块大小示例。 图4为编码块划分示意图。
【具体实施方式】
[0044] 为便于本领域技术人员理解本发明的技术内容，下面结合附图对本
【发明内容】
进一 步阐释。
[0045] 本发明的技术方案为:一种用于突发擦除信道的实时流编码方法，在已知突发擦 除信道下，针对包含不同优先级信息帖的实时流，发现其理论传输容量模型，并设计能够渐 进达到相应上限的纠错编码机制。
[0046] 本发明的突发擦除信道下的实时流传输系统模型，如图1所示，包含一个源节点和 一个宿节点，W及一条从源节点到宿节点的直连链路。该链路带宽表示为L，即链路上每个 时隙可W传输1个大小为L的报文，在链路上传输的报文存在丢失的可能。消息具有不同的 优先级，在本实施例中消息优先级变化周期c = 3,且一个周期内每个高优先级消息后面跟 随着2个低优先级消息，消息解码允许的最大时延d = 6。即源节点每个时隙产生一个消息， 其中每产生一个高优先级消息，其后将产生连续产生C-I个低优先级消息。每个消息都必须 在其产生后的d个时隙内被宿节点正确解码接收。
[0047]针对上述模型，本发明还定义了 W下概念：
[004引 （a)编码窗口
[0049]源节点向宿节点发送的消息记作Mi, Mi的编码窗口记作Wi,编码窗口 Wi代表消息Mi 从产生到接收期限之间的d个时隙，包括产生时隙和接收时隙。
[(K)加]
[0051] (b)活跃消息
[0052] 设定At是时隙i = t上的一组"活跃消息"，意为该消息的有效编码窗口包含了时隙 t,gP
[0化3]
[0054] (C)突发擦除模型
[0055] -个确定的擦除模型定义了一组擦除模式，比如擦除模式E定义了一组传输中丢 失的报文：如果i GE,那么报文Mi在传输中丢失；否则Mi被宿节点正确接收。在擦除模型下， 需要在每个消息的时延期限之前，将其正确解码。那么Mi的编码窗口必须是
[0化6]
[0057]考虑最开始的k个消息U，...，k}，W及它们(存在重叠的）编码窗口的组合并集 化。设定皆表示一组突发擦除模式，其任意一次擦除的长度最多为Vi个时隙，并且任意两次 相邻擦除之间的保护间隙至少为d-vi个时隙。也就是：
[0化引
[0059] 在最坏的情况下，将会是每次擦除都达到最大长度VI，而两次擦除之间的间隙则 为最小的d-Vi。运种情况下，匹配到每个编码窗口上，最大将会有Vi个时隙被擦除。
[0060] (d)擦除容忍度
[0061] 消息Mi的擦除容忍度Zi表示在Mi的编码窗口中，如果被擦除的报文数量不超过Zi, 则Mi应该能够被宿节点正确解码。
[0062] (e)消息优先级
[0063] 若将宿节点正确接收到某消息对应报文的比例记为Pi= (d-zi)/d，则化可作为消 息的优先级，即如果某个消息的优先级为Pi,则只要某个消息所对应的报文中未被擦除的 比例达到Pi，则接收方应该可W正确解码该消息。
[0064] 如(d)所述，在突发擦除模型中，根据消息的擦除容忍度定义，高优先级消息的擦 除容忍度为Zh,而低优先级消息的擦除容忍度为Z1。由此，根据消息的擦除容忍度，其优先级 也相应的表示为Ph= (d-zh)/d和Pi = (d-zi)/d。
[0065] 基于实时流的本质特征，本发明将实时流划分为两种基本类型：对称实时流 (Symmetric Realtime streams ,SR 流）和非对称实时流(Asymmetric Rea]_-time streams, AR流）。本发明将在上述实时流传输系统模型下确定带优先级实时流在信道中的理论传输 能力上限（Realtime Stream Transmission capacity,RST容量），并设计能够达到RST容 量上限的编码机制。
[0066] (1)对称实时流(SR流）：
[0067] (a)定义
[00側假定一个实时流<11，12, . . .，Mk>，其消息相应的优先级依次是<化，P2,...，化 >。在任意的两个时隙t和t/ (t声t/，t，t/ G {d，. . .，k})，如果相应的活跃消息满足下式：
[0069]
[0070] 则这个买町渝称刃对称买时流（SR流），在视频流产生的过程中，每一帖的大小不 一定相同。在信息传输时，首先进行信源编码，去掉帖里面的冗余，形成我们所描述的消息 Mi。因此，每个消息Mi的大小不一定相同。在信息论中，消息去掉冗余后的大小用H(Mi)表示。 也就是说，H(Mi)表示消息Mi所携带的纯信息量(去掉冗余）。
[0071] (b)编码机制
[007^ 为了达到上述RST容量，本发明提出了应用于SR流的比例均衡内联码 (Proportional Equivalent Intra-session Code,阳 1C)。阳IC的详细编码机制如下：
[0073] 本发明设信道具有单位带宽，即信道上每个时隙可W传输1个大小为L的报文，报 文用于承载待传送消息的编码块。考虑到消息的传送在可接受的时延期限d(单位:时隙）内 完成才有意义，故d就应该是上文提出的编码窗口Wi大小。本发明将一个待发送消息Mi用合 适的编码算法生成d个编码块，分散到Mi的d长编码窗口中传送，如图2所示。
[0074] 如图1所示的实时流传输系统模型，消息有高低优先级之分;在信道条件较差的情 况下，高优先级的消息应优先保证被正确送达。实时视频流的传输在实际应用中是非常复 杂的，其每个消息的大小都可能不一样，消息的优先级也互不相同。本发明将运种场景简化 成如图1所示的实时流传输系统模型：消息大小和优先级都只包括两种，运样便于本领域技 术人员理解本申请的发明技术方案，在图1所示实时流传输系统模型的基础上，本发明可W 通过增加消息大小数量、优先级个数，非常方便的推广到实际应用场景中。
[0075] 比例均衡内联码(PEIC)不仅考虑了实时流中消息优先级存在差异，同时考虑不同 消息大小不一致。设Si代表消息Mi的大小，宿节点要能够成功解码该消息，则在其编码窗口 中有效接收到的编码块大小之和至少为Si;故设定Mi[t]表示在时隙t上，分配给消息Mi的编 码块大小，则Mi[t]与消息的大小、优先级之间的关系可W表示如下：
[0076]
[0077] 上式可见，PEIC编码机制使Mi[t]与消息的大小、优先级按比例"相称"。
[0078] 因时隙t上所有编码块的总和不会超过单位报文的大小，可得：
[0079]
[0080] 对于SR流，d是C的倍数，因此在任一时隙的活跃消息中，高、低优先级的消息数量 是固定的，故每个时隙报文的编码块分配方案都可由下式确定：
[0081]
[0082] 其中，sh，si分别表示高、低优先级的消息的大小，Ph，化分别代表高、低优先级消息 的优先级。
[0083] 经证明，使用阳IC编码机制可达突发擦除信道传输对称实时流的RST容量，即如下 式所示。
[0084] shPi+k-l )siPh
[0085] 其中，k为发送消息个数，n = k+d-l，因为是每个时隙产生一个消息，所Wk个时隙 共产生k个消息。又考虑到每个消息的时延限制是d，所W，第k个时隙产生的消息，被正确接 收的时隙应该是k+d-1。此处应注意，消息产生的那个时隙也算在时延d内，比如时隙1产生 的消息，其解码期限是时隙d，而不是时隙d+1。如图3所示，发送k个消息，其(时延限制内）可 用的编码窗口内时隙个数为n = k+d-l。11表示可用的编码时隙个数。
[00化]阳IC具体步骤如下：
[0087] Al、初始化算法环境，包括输入高优先级消息大小Sh及其擦除容忍度Zh,低优先级 消息大小Sl及其擦除容忍度Zl;
[008引 A2、计算消息的优先级分别为:Ph=(d-zh)/d，化=(d-zi)/d，时隙t上的活跃消息： (Mi Ii G{t-d+l,...,t}};
[0089] A3、使用第一算法计算Ml的编码块在时隙t对应的报文Pt中，所占的报文资源大小 Mi[t];
[0090] A4、将Mi使用选定的第一编码机制编码，生成冗余度符合优先级Pi要求的码字，按 照步骤A3的计算结果将其分配到其编码窗口所含的时隙t所对应的报文Pt中，占报文Pt编码 块资源的大小即为对应的Mi[t]。第一编码机制为：Reed-SoIomon或者Random Linear Code。
[0091] 关于冗余度符合优先级Pi要求的码字的问题，一个消息的优先级是Pi，则该消息经 过信道编码后形成的若干个编码块，只要接收方收到其中的Pi个编码块，就可W正确的解 码出原消息。运里的"若干个编码块"合起来，就是所说的冗余度符合优先级Pi的"码字"。
[0092] 比如，消息的优先级是0.6,该消息被编码并平均分配到10个报文(Packet)中，贝U 接收方只需要收到其中的6个报文，就能正确解码该消息。此时就说，对该消息的编码，符合 该消息优先级是0.6的冗余度要求。
[0093] 在步骤A3中，源节点在时隙t所发出的报文Pt中的编码块资源分配方式所采用的 第一算法具体如下所示：
[0094]
[0095] 运里的mod,指的是求余运算。比如，5mod 3 = 2,就是5除W3,余数是2。
[0096] (2)非对称实时流(AR流）：
[0097] (a)定义
[009引假定一个实时流<11，12, . . .，Mk>，其消息相应的优先级依次是<化，P2,...，化 >。在任意的两个时隙t和t/ (t声t/，t，t/ G {d，. . .，k})，如果相应的活跃消息满足下式：
[0099]
[0100] 则运个实时流称为非对称实时流(AR流）。
[0101] (b)编码机制
[0102] 为了达到上述RST容量，本发明提出了应用于AR流的最大均衡内联码(Maximum Equilibrium Intra-session Code(MEIC))eMEIC的详细编码机制如下：
[0103] MEIC将每个时隙的报文划分成若干个编码块，并将运些编码块分配给相应的消 息。其核屯、是编码块的大小和分配方式。和PEIC相似，仍然假定已经选择好一个合适的编码 算法，比如最大距离码(Maximum Distance Separable Code,MDS码）、随机线性码（Random Linear Code)等，可W将消息编码并放到适当的编码块中，从而保证接收方接收到的数据 量(或者相应编码块的大小之和)不低于消息大小时，该消息就可W被正确解码。
[0104] 本发明假定当i^Umod 2)时，时隙i相应报文Xi的空间被划分为d个编码块，每个 块的大小依次用xi，X2，X3，X4,. . ,Xd来表示。当is〇(mod 2)时，运d个编码块依次是yi，y2，y3, 74,. .，yd。如图4所示。
[0105] 对于AR流，d不是C倍数，因此在不同时隙的活跃消息中，高、低优先级的消息数量 不是固定的。在将报文空间分配给不同消息的编码块时需要遵循两个基本原则：（1)在消息 Mi的编码窗口的每个时隙中，都存在且仅存在一个编码块分配给Ml; (2)-个时隙上的所有 活跃消息，在本时隙的报文中都拥有一个独立的编码块。
[0106] 经证明，在突发擦除终信道(单位带宽)上传输一个AR流(d，p，Ph,化，s，c = 2，k，n = k+d-1)，其RST容量即为仅允许内联编码时的消息大小上限Sub,其值如下式所示：
[0107]
[0108] 其中，a表示Xi标识的编码块在某个高优先级消息编码块中的比例，b表示标识为yi 的编码块占的比例，贝化=1 -a。
[0109] 对于AR流来讲，有很多种编码块分配方式。本发明采取的是MEIC，对于高优先级 消息，分配到的编码块是xi，y2，X3，y4, . .，xd;而对于低优先级消息，分配到的编码块是yi, X2，y3，X4. . . =7(1-2，又(1-1，7(1。在161(：中不同编码块的大小将按如下规现1划分：
[0110]
[0111] MEIC具体步骤如下：
[0112] Bl、初始化算法环境，包括输入高优先级消息大小Sh及其擦除容忍度Zh,消息大小 上限Sub;
[011引 B2、计算消息的优先级分别为:Ph=(d-zh)/d，化=(d-zi)/d，时隙t上的活跃消息： (Mi Ii G{t_d+l,...,t}};
[0114] B3、使用第二算法计算Ml的编码块在时隙t对应的报文Pt中，所占的报文资源大小
[0115] B4、将Mi使用第二编码机制编码，生成冗余度符合优先级Pi要求的码字，按照步骤3 的计算结果将其分配到其编码窗口所含的时隙t所对应的报文Pt中，占报文Pt编码块资源的 大小即为对应的Mi[t]。所述第二编码机制为:Reed-Solomon或者Random Linear Code。
[0116]在步骤B3中，源节点在时隙t所发出的报文Pt中的编码块资源分配方式所采用的 第二算法如下所示：
[0117
[01U
[0119]本领域的普通技术人员将会意识到，运里所述的实施例是为了帮助读者理解本发 明的原理，应被理解为本发明的保护范围并不局限于运样的特别陈述和实施例。对于本领 域的技术人员来说，本发明可W有各种更改和变化。凡在本发明的精神和原则之内，所作的 任何修改、等同替换、改进等，均应包含在本发明的权利要求范围之内。
【主权项】
1. 一种用于突发擦除信道的实时流编码方法，其特征在于，首先建立突发擦除信道下 的实时流传输系统模型，得到实时流在信道中的理论传输能力上限，针对该理论传输能力 上限采用对应的编码机制； 所述实时流传输系统模型为:包含一个源节点和一个宿节点，W及一条从源节点到宿 节点的直连链路，该链路带宽为L，表示链路上每个时隙可W传输1个大小为L的报文，设定 消息优先级变化周期为C，且一个周期内每个高优先级消息后面跟随着C-1个低优先级消 息，在突发擦除模型下，每个消息优先级对应一个擦除容忍度，设定解码允许的最大时延为 d，源节点向宿节点发送的消息记作Ml,Ml的编码窗口记作Wi，所述Wi代表消息Ml从产生到接 收期限之间的d个时隙;设定At是时隙t上的一组活跃消息，表示消息Ml的有效编码窗口包含 了时隙t; 所述实时流包括:对称实时流W及非对称实时流； 所述对称实时流中的消息分布为：其中，i表示消息序号，且i = l，2,3,…，k，k为发送消息个数，Pi表示消息优先级，W及 均表示时隙，H(Mi)表示消息去掉冗余后所携带的纯信息量； 所述非对称实时流中的消息分布为：所述对称实时流采用比例均衡内联码进行编码;所述非对称实时流采用最大均衡内联 码进行编码。2. 根据权利要求1所述的一种用于突发擦除信道的实时流编码方法，其特征在于，所述 对称实时流采用比例均衡内联码进行编码具体包括W下分步骤： A1、初始化算法环境，包括输入高优先级消息大小sh及其擦除容忍度zh，低优先级消息 大小S1及其擦除容忍度Z1; A2、计算消息的优先级分别为:Ph=(d-zh)/d，化=(d-zi)/d，时隙t上的活跃消息 e{t-d+l,...,t}}; A3、采用第一算法计算Ml的编码块在时隙t对应的报文Pt中，所占的报文资源大小Ml [t]; A4、对Ml使用第一编码机制编码，生成冗余度符合优先级Pi要求的码字，按照步骤A3的 计算结果将码字分配到其编码窗口所含的时隙t所对应的报文Pt中，占报文Pt编码块资源的 大小即为对应的Mi[t]。3. 根据权利要求2所述的一种用于突发擦除信道的实时流编码方法，其特征在于，所述 第一算法具体为:对于所有的初始化Mi[t]=0,若i mod c = l，其中，mod表示求余运算。4. 根据权利要求2所述的一种用于突发擦除信道的实时流编码方法，其特征在于，所述 第一编码机制为:Reed-Solomon或者Random Linear Code。5. 根据权利要求1所述的一种用于突发擦除信道的实时流编码方法，其特征在于，所述 非对称实时流采用最大均衡内联码进行编码具体包括W下分步骤： B1、初始化算法环境，包括输入高优先级消息大小sh及其擦除容忍度zh，消息大小上限 Sub ； B2、计算消息的优先级分别为:Ph= (d-zh)/d，Pi= (d-zi)/d，时隙t上的活跃消息：{Mi I i e{t-d+1,...,t}}; B3、采用第二算法计算Ml的编码块在时隙t对应的报文Pt中，所占的报文资源大小Ml [t]; B4、对Ml使用第二编码机制编码，生成冗余度符合优先级Pi要求的码字，按照步骤B3的 计算结果将其分配到其编码窗口所含的时隙t所对应的报文Pt中，占报文Pt编码块资源的大 小即为对应的Mi[t]。6. 根据权利要求5所述的一种用于突发擦除信道的实时流编码方法，其特征在于，所述 第二算法具体为:对于所有的ie {t-d+1，...，t}，初始化Mi[t]=0， 当i三l(mod2)，其中，mod表示求余运算。7. 根据权利要求5所述的一种用于突发擦除信道的实时流编码方法，其特征在于，所述 第二编码机制为:Reed-Solomon或者Random Linear Code。
【文档编号】H04L29/06GK105978884SQ201610339382
【公开日】2016年9月28日
【申请日】2016年6月30日
【发明人】韦云凯, 胡周姹, 毛玉明, 冷甦鹏, 李娜
【申请人】电子科技大学