专利名称：一种频分双工／码分多址(fdd／c dma)通信系统的制作方法
技术领域：
本申请要求2001年4月16日提交的美国临时专利申请60/284,062的优先权。
本实用新型总体上涉及使用码分多址(CDMA)的无线时分双工(TDD)通信系统。具体地，本实用新型涉及对这种系统的物理层进行数据处理。
背景技术：
在CDMA通信系统中，信息通过无线空中接口以同样的频谱传输，并由其信道码区别。为了进一步提高频谱的利用率，CDMA/TDD通信系统将频谱时分为具有固定数量时隙的重复帧，例如每帧十五(15)个时隙。在TDD中，每个时隙只专有地用于上行链路或下行链路。
传输前，通过空中接口传输的数据由通用移动电信系统(UMTS)地面无线接入网(UTRAN)处理。图1表示一个简化的无线通信系统。无线用户(用户设备)381-38N(38)与基站361-36N(36)通信。典型地，节点B 341-34N(34)控制一组基站36。一个无线网络控制器(RNC)321-32N(32)控制一组节点B34。RNC32、节点B34以及其他相关的部件是UTRAN 30的一部分。UTRAN 30通过核心网络40与其他用户通信。
UTRAN 30中的数据处理由例如第三代合作计划(3GPP)、UTMS地面无线接入(UTRA)TDD系统标准化。UTRAN 30处理传输信道以通过空中接口传输。图2是这种UTRAN处理的框图。
传输块用于通过空中接口传输。传输块以组(传输块组)出现。该组在特定时间间隔(传输时间间隔(TTI))内被接收。对于3GPPUTRA TDD，可能的TTI长度为10毫秒、20毫秒、40毫秒和80毫秒，它们分别对应于1、2、4和8无线电帧。
循环冗余码(CRC)附加块42将CRC位元附加在每个传输块上。CRC位元用于接收器的检错。CRC位元的长度从高层发信号通知。
传输块(TrBKs)由TrBK级联/码组分段块44连续链接。如果链接的块的位元数大于一个码组所许可的最大容量，则链接的块被分段。码组的大小取决于所使用的校错码类型，例如卷积编码(最大值是504位元)、turbo编码(最大值是5114位元)或无编码(无限)。链接的块被分段为最少数量的大小相等的段(码组)。如果链接位元的原始数量不是分段的最小数量的偶数倍，采用填充位元来保证分段具有相等的大小。
信道编码块46纠错将码组编码，例如通过卷积编码、turbo编码或无编码。编码后，码组链接在一起。如果链接的码组不能被分成最少数量的大小相等的段(帧)，则通过链接另外的任意位元来进行无线电帧均衡。
第一交织器48交织所有的链接数据。随后，被交织的数据通过无线电帧分段块50分成无线电帧。速率匹配块52去除或重复位元。去除和重复保证在每个物理信道(资源单元)传输的数据等于该信道的最大位速率。每个传输信道(TrCH)的速率匹配特性由高层发信号通知。
TrCH多路传输块54为每个传输信道接收一个帧的数据。每个TrCH接收的数据连续多路传输到被编了码的复合传输信道(CCTrCH)上。位元加扰块56加扰CCTrCH位元。
物理信道块58将加扰的数据映象到物理信道上。第二交织器60在整个无线电帧或者甚至每个时隙上交织加扰的数据。高层控制所使用的交织类型。第二次交织后，被交织的数据被分隔成物理信道以利用物理信道映象块62通过空中接口传输。随后传输物理信道数据，例如从基站36或UE38。在接收装置处，例如UE38或基站36，反向进行同样的处理以恢复传输的数据。
如图2所示为了处理数据，需要各级缓冲(缓冲器64、66、68、70、72)，例如在第一交织器48，速率匹配块52、传输信道多路块68、位元加扰块56和第二交织器60。之后这种大范围的缓冲是所不希望的。它需要大内存使用率和专用集成电路(ASIC)存储空间以适应缓冲。
因此，需要改变数据处理方案。
实用新型内容本实用新型包括用于物理层处理的各种实施例。一个实施例确定从第一交织器缓冲器内的位元的地址映象物理信道缓冲器内的位元的地址。物理信道缓冲器地址根据速率匹配、位元交织、第二交织器和物理信道映象后的位元地址而确定。利用所确定的物理信道缓冲器地址直接从第一交织器缓冲器读取位元并将位元写入物理信道缓冲器。另一个实施例确定从物理信道缓冲器内的位元的地址映象第一交织器缓冲器内的位元的地址。第一交织器缓冲器地址根据反向速率匹配、反向位元交织、反向第二交织器和反向物理信道映象后的位元地址而确定。直接从所确定的第一交织器缓冲器地址读取位元并将位元写入物理信道缓冲器地址。
图1是无线TDD/CDMA通信系统图。
图2是物理层处理图。
图3是“进栈”处理的流程图。
图4是“进栈”处理的一个实施例的简化图。
图5是“进栈”速率匹配的流程图。
图6是“进栈”位元加扰的流程图。
图7是“进栈”处理的另一个实施例的简化图。
图8是“进栈”位元加扰的另一个实施例的流程图。
图9是“进栈”第二次交织的流程图。
图10是“进栈”第二次交织的示例图。
图11是“进栈”物理信道映象的流程图。
图12是情况2的“进栈”物理信道映象的示例图。
图13是情况3的“进栈”物理信道映象的示例图。
图14是情况4的“进栈”物理信道映象的示例图。
图15是“出栈”处理的流程图。
图16是“出栈”处理的一个实施例的简化图。
图17是“出栈”反向物理信道映象的流程图。
图18是情况2的“出栈”反向物理信道映象的示例图。
图19是情况3的“出栈”反向物理信道映象的示例图。
图20是情况4的“出栈”反向物理信道映象的示例图。
图21是“出栈”反向第二次交织的流程图。
图22是“出栈”反向第二次交织的示例图。
图23是“出栈”反向速率匹配的流程图。
图24和25是两种处理的用以“出栈”反向速率匹配去除的turbo编码次序的流程图。
图26是“出栈”反向位元加扰的一个实施例流程图。
图27是“出栈”处理的另一个实施例的简化图。
图28是“出栈”位元加扰的另一个实施例的流程图。
图29是“降低的第一交织器缓冲”的图。
图30A和30B是用于10毫秒的TTI的“降低的第一交织器缓冲”的示例图。
图31A和31B是用于80毫秒的TTI的“降低的第一交织器缓冲”的示例图。
具体实施方式
尽管优选实施例是按照优选用于3GPP UTRA TDD通信系统来进行说明，但是这些实施例可以用于其他标准，例如码分多址2000(CDMA2000)，时分同步码分多址(TDSCDMA)和频分双工码分多址(FDD/CDMA)，以及应用。优选实施例通过三种常见处理加以说明“进栈”、“出栈”和“降低的第一交织器缓冲”处理。但是，每一种处理的手段的实施例可以用于其他处理和其他应用中。
如图3的流程图和图4的框图所示，把物理信道处理的一种方法称之为“进栈”处理。在传输端上的“进栈”处理中，来自第一交织器输出缓冲器82的各个位元输出被映象(步骤74)并写入(步骤76)到物理信道缓冲器84的一个位元中。物理信道缓冲器84内的数据送到芯片速率处理以通过空中接口传输。为了示例，第一交织器缓冲器82的一个给定位元被映象到物理信道缓冲器84内的空位置、一个位置或多个位置，如图4所示。位元被映象后，它被插入到相应位置的物理信道缓冲器84内。在接收端，位元被从物理信道缓冲器84读取并写入第一交织器缓冲器82。从而，传输端的“进栈”处理是按照在接收端的“进栈”处理的反向进行。下文中，主要说明传输端的“进栈”处理。接收端是以类似的反向进行。
图4是“进栈”处理的一个实施例的框图。对于第一交织器缓冲器82内的位元，进栈地址发生器86确定其在物理信道缓冲器84的资源单元的目的地址。一次处理一帧的位元。如果TTI大于10毫秒，则其他帧的位元在第一帧后顺序获取，例如从帧1到帧2到帧3，以此类推。位元可以一次获取一位元或者以组获取，例如8位元、16位元或32位元。进栈地址发生器86确定一个、多个或空地址以将每个位元写入物理信道缓冲器84。进栈地址发生器86利用标准化的或信号通知的控制参数来确定正确的地址。
进栈地址发生器86向读/写控制器78传送控制信号。读/写控制器78从第一交织器缓冲器82内的相应地址读取一位元或多位元并将一位元/多位元写入由进栈地址发生器86指令的一个地址或多个地址。所有这些操作都由物理映象控制器104控制，该物理映象控制器104也利用控制参数监测物理层处理操作。
进栈地址发生器86有四个主要的子装置速率匹配器88、位元加扰器90、第二交织器92和物理信道映象器94。
向这四个主要的子装置馈送信息的其他三个子装置是无线电帧分段计算器96、TrCH多路(MUX)计算器98和物理信道分段计算器100。这三个子装置在物理层处理期间不能功能性地改变位序。这些装置有效地标记位元。
无线电帧分段计算器96确定第一交织器缓冲器82的哪些位元地址将以每个帧来传送。TrCH MUX计算器98确定哪些帧数据由哪个CCTrCH传送。物理信道分段计算器100确定CCTrCH的哪些位元由哪个物理信道(资源单元)传送。尽管这三个装置96、98、100在图1中表示为在请求信息的步骤之前立即行使功能，实际上它们可以更早地工作，并且可能在任何的主要装置88、90、92、94操作之前。
在传输端这四个主要装置88、90、92、94按照图3所示的顺序工作。首先进行速率匹配。随后，进行位元加扰，接着是第二次交织。最后，进行物理信道映象。
速率匹配中，位元被去除和重复以最小化所需信道的数量并且保证充分利用每个信道。例如，如果一个信道在第一交织器缓冲器内具有110位元，但由于物理信道配置需要信道具有100位元。则10位元被去除。相反地，如果该信道在缓冲器内只有90位元，则需要重复10位元。由于去除和重复，一些第一交织器缓冲器位元可以被写入空地址、单个地址或多个地址。
如图5所示，速率匹配器88确定第一交织器缓冲器的每个位元在速率匹配后将处于的地址。速率匹配主要使用三个变量e-ini、e-plus和e-minus。e-ini是速率匹配算法中的e的初始值。e-plus是速率匹配算法中的e的增量。e-minus是速率匹配算法中的e的减量。
速率匹配器88根据具体信道是卷积编码还是turbo编码(步骤106)而选择步骤108或步骤110。这种选择由控制信息发信号通知。如果信道是非turbo编码，位元作为一个序列被处理(步骤110)。turbo编码以下面三种类型系统化(S)、配类1(P1)和配类2(P2)中的一种标记每个位元。在系统化位元上不进行去除。速率匹配器把这些类的位元的每一类当作独立的序列处理(步骤108)。独立地处理这些位元消除了如标准里说明的对位元离散和位元集合的明确需求。
一个关于进栈地址映象的优选速率匹配算法如下(步骤112)。
参数定义eini当前和预期的去除比之间的初始误差eminus变量e的减量eplus变量e的增量X 速率匹配前的位元数量(传输端)p 去除或重复后映象位元的地址u 速率匹配前的位元地址(传输端)e 临时变量，保留如标准里标记的“误差”i 序列标识符(即S、P1、或P2)f 表示进栈处理差值的函数，它进一步解析地址p并将位元u写入合适的物理信道如果将要进行去除，则使用下面的算法。
<pre listing-type="program-listing"><![CDATA[ei＝eini，ip＝0u＝0while u＜X ei＝ei-eminus，i if ei＞0 then --normal no puncture bit perform function f(u，p) u＝u+1 p＝p+1 else--else puncture u＝u+1 ei＝ei+eplus，i end ifend while]]></pre>如果将要进行重复，则使用下面的算法。
<pre listing-type="program-listing"><![CDATA[ei＝eini，ip＝0u＝0while u＜X ei＝ei-eminus，i if ei＞0 then --normal no repeat bit perform function f(u，p) u＝u+1 p＝p+1 else--else this is a repeat bit perform function f(u，p) p＝p+1ei＝ei+eplus，i end if end while]]></pre>尽管结合一个优选的TDD/CDMA通信系统描述了“进栈”速率匹配，但是它可以用于各种应用中，例如用于使用TDD/CDMA、FDD/CDMA和TDSCDMA系统的UE、基站或节点B。
处理的下一步是位元加扰。位元加扰时位元顺序被重新排列以消除DC偏差。位元加扰器为由速率匹配器输出的地址确定位元加扰地址。
位元加扰中，通过使用扰频码来加扰位元。位元的加扰用于消除DC偏差。位元加扰前的位元由诸如h1、h2、h3、...、hs表示。S是CCTrCH中的位元数量，另外表示加扰块。利用公式1和2确定S个位元中的第k个位元。
sk＝hkpk，其中k＝1，2，...，S 公式1pk=(Σi=116gi·pk-i)mod2;pk=0fork<1;pi=1;g={0,0,0,0,0,0,0,0,0,0,1,0,1,1,0,1}]]>公式2pk是扰频码的第k个位元。gi是g的第i个位元。
结合图6的流程图说明位元加扰过程。利用CCTrCH中的位元位置k，确定出扰频码pk的相应位元，步骤300。位元hk被加扰，例如通过与pk进行异或逻辑运算，步骤302。
在如图7所示并且以图8的流程图说明的另一个实施例中，位元加扰器90位于其他装置88、92、94(速率匹配、第二交织和物理信道映象)之后。该实施例允许所有的地址映象在位元值的任何操作前进行。位元加扰器在速率匹配后确定给定位元的地址，步骤304。利用在速率匹配后给定位元的地址，加扰位元的pk被确定步骤306。利用所确定的pk，例如通过异或逻辑运算对给定位元进行加扰，步骤308。
尽管结合一个优选的TDD/CDMA通信系统描述了“进栈”位元加扰，但是它可以用于各种应用中，例如用于TDD/CDMA系统的UE、基站或节点B。
第二交织器92用于在速率匹配后交织位元。最初，第二交织器92需要知道是在整个CCTrCH还是在CCTrCH的单个时隙上进行第二次交织。该信息由高层发信号通知。第二次交织中，位元以行的方式读取，例如超过30列。被读入阵列后，这些列被改变次序。随后位元从被改变了次序的列中依次读取。
结合图9和图10说明第二次交织。第二次交织前(位元加扰后)的位元地址u用于确定第二次交织后的地址p。利用已知的阵列列数，例如30列，可确定阵列中位元的列和行(步骤114)。如图10所示，将分析处于位元加扰后的地址58的位元。通过除法运算地址并四舍五入，位元的行得以确定，(行158/30＝1余29)。由除法运算的余数可确定列。在该例中，通过从余数中减去一确定列，列28(29-1)。利用已知的列改序，可确定位元的新列(步骤116)。对于该例，列28改序为列11。CCTrCH或CCTrCH的时隙中的位元数以及列偏置量确定第二次交织后的位元地址p(步骤118)。该例中，列11前的7列具有3位元而4列有2位元。从而，第二次交织后位元在地址30。
尽管结合一个优选的TDD/CDMA通信系统描述了“进栈”第二次交织，但是它可以用于各种应用中，例如用于使用TDD/CDMA、FDD/CDMA和TDSCDMA系统的UE、基站或节点B。
第二次交织后，每个CCTrCH的位元被映象到物理信道/资源单元中。结合图11说明物理信道映象。物理信道映象针对四种不同情况采用不同的映象方法。第一种情况中，一个时隙只有一个CCTrCH资源单元。第二种情况中，在下行链路的时隙中使用一个以上的资源单元。第三种情况中，在上行链路中使用一个以上的资源单元并且第一资源单元中的数据的扩展因子大于或等于第二资源单元的扩展因子。第四种情况中，在上行链路中使用一个以上的资源单元并且第一资源单元中的数据的扩展因子小于第二资源单元的扩展因子。上行链路中，一个时隙中只能有两个资源单元可用于CCTrCH。物理信道映象器100将输入位元的地址u分成四类(步骤120)。
对于第一种情况(一个时隙有一个资源单元)，位元被顺序分配给资源单元。因此，第二次交织后的位元地址u直接对应于资源单元中的地址p(步骤122)。
对于第二种情况(下行链路多个资源单元)，位元被顺序分配给每个资源单元。第一位元分配给资源单元1，第二位元分配给资源单元2，以此类推直到分配给最后一个资源单元。当分配给最后一个资源单元时，下一个位元分配给资源单元1。
向每个资源单元分配可看作为模运算。如图12所示，有三个资源单元。填充资源单元是一个模3运算。一般来说对于N个资源单元，利用一个模N运算填充资源单元。
奇数资源单元从左到右填充而偶数资源单元反向填充，从右到左。如图12所示，资源单元1和3从左到右填充而资源单元2从右到左填充。
位元以此方式填充直到其中一个资源单元被填充满。此点称之为转换点。在该点处，模数被被填充满的资源单元数量减小。如图12所示，资源单元1在位元681处被填满。当其余的资源单元被填充后，资源单元2和3利用模2运算来填充，从位元684开始(转换点)。
物理信道映象器将位元分成以下四种转换点前的正向、转换点前的反向、转换点后的正向以及转换点后的反向(步骤124)。正向表示位元从左到右填充而反向表示位元从右到左填充。位元的地址根据其类别确定(步骤126)。
转换点来源于最短的资源单元长度以及该长度乘以资源单元的数量。如图12所示，第一资源单元为228位元长度。转换点是228×3个资源单元或684。确定转换点后，位元是正向还是反向就可确定。对于转换点前的位元，位元地址被模数除的余数确定了地址。以地址682为例，682被模数3除等于227余1。由于资源单元是从1到3计数而不是从0到2计数，在余数中加1得到位元在资源单元2中。为了分类，奇数资源单元中的位元为正向而偶数的则为反向。
转换点后，使用类似的处理。位元地址减去转换点其余数被新模数除，由此可确定位元资源单元。
位元被分类后，利用四个公式之一来确定其地址。对于转换点前的正向，使用公式3。
p＝Start+u/mod公式3Start是该资源单元中的第一个地址，例如位元0。u是物理信道映象后的位元地址。p是所确定的资源单元地址。Mod是转换点前的模数，例如示例中的3。
对于转换点前的反向，使用公式4。
p＝End-u/mod 公式4
End是该资源单元中的最后一个地址。
对于转换点后的正向，使用公式5。
p＝Start+SP/mod+(u-SP)/modsp公式5SP是转换点，modSP是转换点后的模数。
对于转换点后的反向，使用公式6。
p＝End-SP/mod-(u-SP)/modsp-1公式6对于第三种情况(上行链路，其中第一资源单元比第二资源单元具有较高的扩展因子)，利用基于这两个资源单元的扩展因子的模数将位元填充到资源单元中。公式7用于确定该模数。
mod＝1+max((SF1，SF2)/min(SF1，SF2))公式7SF1是资源单元1的扩展因子而SF2是资源单元2的扩展因子。
如图13所示，资源单元1的扩展因子为16而资源单元2的扩展因子为4。从而，利用模5运算填充资源单元。因此，资源单元1具有位元0和5而资源单元2具有位元1到4。资源单元1被填充后，其余的位元被顺序填充到资源单元2。资源单元1被填充满的点是转换点。资源单元1总是从左到右填充而资源单元2以反向填充。
物理信道映象器将位元分成以下三种转换点前的正向、转换点前的反向、以及转换点后的反向(步骤128)。位元的地址根据其类别确定(步骤130)。
转换点利用公式8由第一资源单元的长度可得。
SP＝mod*第一资源单元长度 公式8确定转换点后，就可确定位元是正向还是反向。对于转换点前的位元，如果位元地址被模数除有余数，则该位元在第二资源单元内。以位元4为例，4被模数5除得到余数4。如图10所示，正如所预期的位元4在资源单元2内。如果没有余数，则该位元在第一资源单元内。转换点后，所有位元在第二资源单元内。
位元被分类后，利用三个公式之一来确定其地址。对于转换点前的正向，使用公式9。
p＝Start+u/mod 公式9对于转换点前的反向，使用公式10。
p＝End-((mod-1)*(u/mod)-BN％mod)公式10BN％mod是以mod为模的位元数。例如mod＝5，则BN％mod是mod5(位元数)。
对于转换点后的反向，使用公式11。
p＝End-mod*SP/(mod+1)-(u-SP)公式11对于第四种情况(上行链路，其中第一资源单元比第二资源单元具有较低的扩展因子)，同样利用基于这两个资源单元的扩展因子的模数将位元填充到资源单元中。公式7也用于确定该模数。
如图14所示，资源单元2的扩展因子为16而资源单元1的扩展因子为4。从而，利用模5运算填充资源单元。因此，资源单元1具有位元0到3而资源单元2具有位元4。资源单元1被填充后，其余的位元被顺序填充到资源单元2。资源单元1被填充满的点是转换点。资源单元1总是从左到右填充而资源单元2以反向填充。
物理信道映象器将位元分成以下三种转换点前的正向、转换点前的反向、以及转换点后的反向(步骤132)。位元的地址根据其类别确定(步骤134)。
转换点利用公式12由第一资源单元的长度可得。
SP＝mod*第一资源单元长度/(mod-1) 公式12确定转换点后，就可确定位元是正向还是反向。对于转换点前的位元，如果位元地址加1后被模数除有余数，则该位元在第一资源单元内。否则，则该位元在第二资源单元内。转换点后，所有位元在在第二资源单元内。
位元被分类后，利用三个公式之一来确定其地址。对于转换点前的正向，使用公式13。
p＝Start+((mod-1)*(u/mod))+BN％mod 公式13对于转换点前的反向，使用公式14。
p＝End-u/mod 公式14对于转换点后的反向，使用公式15。
p＝End-SP/(mod+1)-(u-SP) 公式15利用针对这四种情况的公式，物理信道映象器94确定物理信道映象前某个特定地址u的资源单元地址p。
尽管结合一个优选的TDD/CDMA通信系统描述了“进栈”信道映象，但是它可以用于各种应用中，例如用于TDD/CDMA系统的UE、基站或节点B。
如图15所示，把物理信道处理的另一种方法称之为“出栈”处理。在传输端的“出栈”处理中，将被输入到物理信道缓冲器146的每一个位元被映象到第一交织器缓冲器144的一个或多个位元(步骤136)。为了示例，物理信道缓冲器146内的一个地址被映象到第一交织器缓冲器144内的一个地址。位元被映象后，通过读取第一交织器缓冲器144内的相应位置位元被插入到物理信道缓冲器146内(步骤138)。物理信道缓冲器146内的数据送到芯片速率处理以通过空中接口传输。在接收端，位元被从物理信道缓冲器146读取并写入第一交织器缓冲器144。从而，接收端的“进栈”处理与传输端的“出栈”处理反向。下文中，主要说明传输端的“出栈”处理。接收端是以类似的反向进行。
图16是“出栈”处理的一个实施例的框图。出栈地址发生器148确定将被写入到物理信道缓冲器146的位元。“出栈”处理的一个优点是资源单元可以按需要填充从而不需要在多个时隙上缓冲物理信道数据。例如，如果在一帧的第一时隙只传输一个资源单元，“出栈”处理可以选择性地只为该资源单元“出栈”位元。从而，出栈处理可以用于将物理信道缓冲降低到仅有一个时隙。
“出栈”处理的位元可以一次获取一位元或者以组获取，例如8位元、16位元或32位元。这些位元最好按照一个资源单元的从第一位元到最后位元的顺序获取，尽管位元可以以其他顺序获取。出栈地址发生器148确定第一交织器缓冲器144内将被读取的位元的地址。出栈地址发生器148利用标准化的或信号通知的控制参数来确定正确的地址。
出栈地址发生器148向读/写控制器140传送控制信号。读/写控制器140从第一交织器缓冲器144内所确定的地址读取位元并将该位元写入物理信道缓冲器146的地址。所有这些操作都由物理映象控制器166控制，该物理映象控制器166也利用控制参数监测物理层处理操作。
类似于“进栈”处理，出栈地址发生器148有四个主要的子装置速率匹配器150、位元加扰器152、第二交织器154和物理信道映象器156。
同样，向这四个主要的子装置馈送信息的其他三个子装置是无线电帧分段计算器158、TrCH多路(MUX)计算器158和物理信道分段计算器162。
与“进栈”处理相反，在传输端这四个主要装置150、152、154、156按照图16所示的顺序工作。首先进行反向物理信道映象。随后，进行反向第二次交织，接着是反向位元加扰。最后，进行反向速率匹配。
物理信道映象器156进行反向的物理信道映象。对于一个资源单元内的每个位元地址，要确定物理信道映象前的相应地址。
物理信道映象针对四种不同情况采用不同的映象方法。结合图17说明物理信道映象。第一种情况中，一个时隙只有一个CCTrCH资源单元。第二种情况中，在下行链路的时隙中使用一个以上的资源单元。第三种情况中，在上行链路中使用一个以上的资源单元并且第一资源单元中的数据的扩展因子大于或等于第二资源单元的扩展因子。第四种情况中，在上行链路中使用一个以上的资源单元并且第一资源单元中的数据的扩展因子小于第二资源单元的扩展因子。
物理信道映象器156确定每个资源单元位元地址适用于何种情况(步骤168)。对于第一种情况(一个时隙有一个资源单元)，位元被顺序分配给资源单元。因此，资源单元中的位元地址p直接对应于物理信道映象前的位元地址u(步骤170)。对于第二种情况(下行链路多个资源单元)，物理信道映象器156将位元分成以下四种转换点前的正向、转换点前的反向、转换点后的正向以及转换点后的反向(步骤172)。正向表示位元从左到右填充而反向表示位元从右到左填充。位元的地址根据其类别确定(步骤174)。
奇数资源单元的转换点是最短的资源单元的长度。如图18所示，转换点是228(最短的资源单元的长度)。对于偶数资源单元，转换点是资源单元中比最短的资源单元的长度短的最后的地址。确定转换点后，根据其所在资源单元就可确定位元是正向还是反向。奇数资源单元中的为正向而偶数的则为反向。
位元被分类后，利用四个公式之一来确定其地址。对于转换点前的正向，使用公式16。
u＝p*mod+ru％mod公式16u是反向物理信道映象时的位元地址。P是资源单元地址。Mod是转换点前的模数。ru％mod是以mod为模的资源单元位元数。
对于转换点前的反向，使用公式17。
u＝End-p*mod+1公式17End是该资源单元中的最后一个地址。
对于转换点后的正向，使用公式18。
u＝SP*mod+(p-SP)*(modsp) 公式18SP是转换点，modSP是转换点后的模数。
对于转换点后的反向，使用公式19。
u＝SP*mod-(End-SP-p)*(modsp-1)+RU-2 公式19RU是位元的资源单元数。
对于第三种情况(上行链路，其中第一资源单元比第二资源单元具有较高的扩展因子)，如上所述，利用基于这两个资源单元的扩展因子的模数将位元填充到资源单元中。
物理信道映象器156将位元分成以下三种转换点前的正向、转换点前的反向、以及转换点后的反向(步骤176)。位元的地址根据其类别确定(步骤178)。
对于第三种情况的物理信道映象使用了两个转换点正向转换点(SPF)和反向转换点(SPR)。正向转换点是第一资源单元的转换点，它等于其长度，如图19中的228。反向转换点是第二资源单元的转换点，它由公式20确定。
SPR＝End-(mod-1)*SPF 公式20
End是资源单元2中的最后一个地址。
位元被分类后，利用三个公式之一来确定其地址。对于转换点前的正向，使用公式21。
u＝mod*p 公式21对于转换点前的反向，使用公式22。
u＝mod*INT((LP2-ruPOS)/(mod-1)+MOD(LP2-ruPOS，(mod-1))+1公式22INT是取整算符。MOD是取模算符。LP2是资源单元2中的最后点。ruPOS是资源单元中位元的位元位置数。
对于转换点后的反向，使用公式23。
u＝mod+SPF+SPR-p-1 公式23对于第四种情况(上行链路，其中第一资源单元比第二资源单元具有较低的扩展因子)，如上所述，同样利用基于这两个资源单元的扩展因子的模数将位元填充到资源单元中。
物理信道映象器156将位元分成以下三种转换点前的正向、转换点前的反向、以及转换点后的反向(步骤180)。位元的地址根据其类别确定(步骤182)。
第四种情况的物理信道映象只使用反向转换点(SPR)。反向转换点是第二资源单元的转换点，它由公式24确定。
SPR＝End-第一资源单元长度/(mod-1) 公式24End是资源单元2中的最后一个地址。
位元被分类后，利用三个公式之一来确定其地址。对于转换点前的正向，使用公式25。
u＝mod*INT(p/(mod-1))+ruPOS％(mod-1)公式25ruPOS％(mod-1)是以(mod-1)为模的资源单元位元位置。
对于转换点前的反向，使用公式26。
u＝mod*(LP2-p)+(mod)-1 公式26对于转换点后的反向，使用公式27。
u＝mod*(LP2-SPR+1)+(LP2-p)％mod Minus 1 公式27利用针对这四种情况的公式，物理信道映象器156确定第二交织器某个特定位元地址u的资源单元地址p。
尽管结合一个优选的TDD/CDMA通信系统描述了“出栈”物理信道映象，但是它可以用于各种应用中，例如用于TDD/CDMA系统的UE、基站或节点B。
第二交织器154用于在物理信道映象后反向交织位元。最初，第二交织器154需要知道是在整个CCTrCH还是在CCTrCH的单个时隙上进行第二次交织。该信息由高层发信号通知。
结合图21说明第二次交织。物理信道映象后的特定位元地址p用于确定反向第二次交织后的地址u。利用CCTrCH或CCTrCH的时隙中的位元总数以及列偏置量确定在每列中的位元数。利用地址p，可确定改序阵列中位元的列和行(步骤184)。
如图22所示，分析物理信道缓冲器中的地址p＝61的位元。利用位元总数以及列偏置量可知，列0具有5个位元而其他列有4个位元。利用已知的每列中的位元数可确定位元的列和行(列12，行1)。
利用已知的列改序，确定非偏置列(步骤186)。对于上例，偏置列12对应于非偏置列1。利用非偏置阵列中的位元列和行，确定位元地址(步骤188)。对于上例，位元地址为6。
尽管结合一个优选的TDD/CDMA通信系统描述了“出栈”第二次交织，但是它可以用于各种应用中，例如用于使用TDD/CDMA、FDD/CDMA和TDSCDMA系统的UE、基站或节点B。
如上所述，速率匹配中，位元被去除和重复以最小化所需信道的数量并且保证充分利用每个信道。速率匹配器150确定第一交织器缓冲器的每个位元在反向速率匹配后将处于的地址。速率匹配主要使用三个变量e-ini、e-plus和e-minus。e-ini是速率匹配算法中的e的初始值。e-plus是速率匹配算法中的e的增量。e-minus是速率匹配算法中的e的减量。
结合图23-25的流程图来说明速率匹配。速率匹配器150确定特定信道的数据是诸如卷积编码的非turbo编码，还是turbo编码。如果信道是非turbo编码，位元作为一个序列被处理。
turbo编码使用以下三种类型位元系统化(S)、配类1(P1)和配类2(P2)。在系统化位元上不进行去除。速率匹配器150把这些类的位元的每一类作为独立的串(步骤190)。将这些位元当作独立的串处理不需要如标准里说明的位元离散和位元集合。该功能通过独立地处理每个序列而得以实现。
除了需要turbo编码去除以外，序列的地址计算通过用于去除的公式28和用于重复的公式29进行(步骤194)。 公式28 公式29u是第一交织器缓冲器内的位元的计算地址。p是反向速率匹配前的位元地址。
turbo编码的序列的去除以不同的方式处理。如图24和25所示，使用两种常用方法确定这些位元的地址。在如图24所示的第一种方法中，对S、P1和P2序列进行独立处理。从而，得到一组线性不定方程。这些方程可以利用未知变量的特定约束条件求解(步骤198)，主要是把地址u和p约束为整型值。利用这些约束条件，解的范围变窄，从而对于任意给定的p，只有一个u解。为了实施该方法，大致估算地址u的去除数量(步骤200)。在估算值周围进行足够范围的检索以确定有效解。利用中间变量的已知约束条件确定有效解(步骤202)。
以下是应用第一种方法的优选技术。系统化位元(S)从不去除。公式30说明了在P1位元去除操作中对于任意给定的地址u，变量e的状态。e1=e1ini-u1e1-+n1e1+]]>公式30
e1是对于P1的变量e。类似地，e1ini、e1-和e1+是分别对应于P1的eini、e-和e+。u1是确定地址u之前的P1序列的位元数。n1是P1序列的当前u1值之前的被去除的位元数。
公式31说明了在P2位元去除操作中对于任意给定的地址u，变量e的状态。e2=e2ini-u2e2-+n2e2+]]>公式31e2是对于P2的变量e。类似地，e2ini、e2-和e2+是分别对应于P2的eini、e-和e+。u2是确定地址u之前的P2序列的位元数。n2是P2序列的当前u2值之前的被去除的位元数。
对于给定的p，使用公式32。
u-p＝n1+n2公式32公式33和34经标准的速率匹配算法验证正确。0<e1≤e1+]]>公式330<e2≤e2+]]>公式34上述线性不等式包括三个方程式和五个未知数(u、e1、e2、n1、n2)。为确定这些方程的解，要估算n1和n2的值。在估算值周围进行足够范围的检索。根据方程33和34的约束确定解。
n1和n2的估算值通过将公式32中的u由公式35代换来确定。u=pγ]]>公式35得到公式36。n1+n2=(pγ-p)]]>公式36γ是去除比，它由公式37确定。γ=1-e1-3e1+-e2-3e2+]]>公式37速率匹配参数确定算法按照标准均匀地去除P1和P2位元，除了需要有奇数个去除。当需要奇数个去除时，P1得到一个以上的去除。速率匹配算法还允许在一行中有不超过两个P1去除同时没有P2去除。此外，可以有不超过两个P2去除同时有一个P1去除。因此，得到公式38和39。
n1-n2≤3 公式38n2-n1≤2 公式39利用公式38、39和36，得到公式40和41。p(1γ-1)-22≤n1≤p(1γ-1)+32]]>公式40p(1γ-1)-32≤n2≤p(1γ-1)+22]]>公式41这些公式用以确定包含解的小的子空间。
对于任意的p，其中将要确定相应的写入地址u，该地址的位元不会去除(或者它不会在物理信道映象缓冲器中结束)。因此，e的值必须要大于e-，得到公式42。ex-<ex≤ex+]]>公式42下标x通用，由于x＝1或2(对于P1和P2)该不等式均成立。利用公式30和31，得到公式43。0<exini-(ux+1)ex-+nxex+≤ex+-ex-]]>公式43只有当u是一个Px位元时公式43才成立。当u不是Px位元时使用公式44。0<exini-(ux+1)ex-+nxex+≤ex+]]>公式44为了确定有效解，使用公式45和46。e~1=esini-(u2+1)e2-+n2e2+]]>公式45e~2=esini-(u2+1)e2-+n2e2+]]>公式46随后，进行范围检查。如果u是P1位元则使用公式47。(0<e~1≤e1+-e1-)]]>及(0<e~2≤e2+)]]>公式47如果u是P2位元则使用公式48。(0<e~1≤e1+)]]>及(0<e~2≤e2+-e2-)]]>公式48如果u是S位元则使用公式49。(0<e~1≤e1+)]]>及(0<e~2≤e2+)]]>公式49
如图25所示，以下是第二种方法。根据u的位置，可确定速率匹配输入位元位置p。确定系统比(步骤204)。系统比依赖于P1和P2序列的去除比。估算系统位元Sbits的数量，例如通过公式50(步骤206)。S~bits=u/(1+P1PR+P2PR)]]>公式50
是系统位元的估算数量。P1PR是P1序列的去除比，P2PR是P2序列的去除比。
假定四种情况取决于位元的顺序(S、P1、P2为正向，S、P2、P1为反向)。S是
的初始估算值。各种情况的值表示在表1中。
表1
根据所分析位元的类型(列顶)，选择表1的合适的四行。以P2位元为例，选择最后的四行(对于列顶P2)。如果位元为正向，使用最左边的列。如果位元为反向，使用最右边的列。利用合适的四行和该行合适的三列，每行的输出索引可确定。以正向P2位元为例，使用四种情况(情况1-S、S、S；情况2-S、S、S+1；情况3-S+1、S、S+1；情况4-S+1、S+1、S+1)。
这四种情况用于计算输出位置的四种可能结果(步骤208)。确定每种可能结果的被去除位元数表示在表2中。表2还表示了可能输出位元位置的计算方法。
表2
P1Pbits是被去除的P1位元数。P2Pbits是被去除的P2位元数。P1Pbitsini是初始P1位元数。P2Pbitsini是初始P2位元数。
匹配实际输出位元位置的第一可能输出位元位置表示S、P1和P2的位元数。利用此信息，确定了输入位元位置p(步骤210)。
尽管结合一个优选的TDD/CDMA通信系统描述了“出栈”速率匹配，但是它可以用于各种应用中，例如用于使用TDD/CDMA、FDD/CDMA和TDSCDMA系统的UE、基站或节点B。
处理的下一步是反向位元加扰。位元加扰器为由第二交织器输出的地址确定位元加扰地址。
结合图26的流程图说明反向位元加扰过程。利用CCTrCH中的位元位置k，确定出扰频码pk的相应位元(步骤400)。位元hk被加扰，例如通过与pk进行异或逻辑运算(步骤402)。
尽管可以在反向速率匹配前进行位元加扰，但如图27所示并且以图28的流程图说明的那样，位元加扰最好在反向速率匹配后进行。该实施例允许所有的地址映象在位元值的任何操作前进行。确定反向速率匹配后给定位元的反向第二次交织后(反向速率匹配前)的地址(步骤404)。利用给定位元在反向第二次交织后的地址，加扰位元的pk被确定(步骤406)。给定位元利用所确定的pk被加扰，例如通过与pk进行异或逻辑运算(步骤408)。
尽管结合一个优选的TDD/CDMA通信系统描述了“出栈”位元加扰，但是它可以用于各种应用中，例如用于TDD/CDMA系统的UE、基站或节点B。
另一种处理降低了第一交织器缓冲并称之为“降低的第一交织器缓冲”。图29是“降低的第一交织器缓冲”的框图。
如图29所示，第一交织器212的输出不是直接送到交织器缓冲器。所有的物理层缓冲表示在图29中，由一个独立的公用内存220完成。传输信道数据块提供于一帧或多帧。该特性由TTI参数表征。TTI可以有四种可能的值10、20、40和80毫秒。10毫秒的TTI表示数据对应于1帧，20毫秒的TTI表示2帧，40毫秒的TTI表示4帧，80毫秒的TTI表示8帧。TTI第一帧的数据可以直接传送到物理信道处理器218。TTI的其他帧被缓冲以备后期处理。从而，整个第一交织器缓冲被降低一帧。例如，如果TTI是10毫秒，一帧被直接存储在物理信道缓冲器内，不需要第一交织器缓冲。对于80毫秒的TTI，七帧而不是八帧数据需要存储。
“降低的第一交织器缓冲”最好用于物理层处理的“进栈”处理。从而，当数据从第一交织器212输出后，它被写入物理信道映象缓冲器的相应地址，尽管可以使用其他的物理层处理方法。如果在物理信道处理中例如速率匹配和第二次交织后使用中间缓冲处，使用物理层处理方法，仍可以使用降低的交织器缓冲。第一帧的数据直接传送到物理层处理并存储在中间缓冲器中。
如图23所示，所有帧的位元输入到第一MUX 214内。第一MUX214将第一帧的位元传送到第二MUX216以由物理信道处理块218进行物理信道处理。其他帧的位元，如果TTI大于10毫秒，通过第一MUX 214被传送到内存220(第一交织器缓冲)。随后第一帧的位元传送到芯片速率处理以通过空中接口传输。其后帧的位元经第二MUX216从内存230获取以进行物理信道处理。所有这些操作由物理信道控制器222监测。
图30A和30B表示10毫秒的TTI(一帧)的传输信道数据块的“降低的第一交织器缓冲”的数据流。传输信道数据位元直接传输到物理信道处理器218并且接着传输到物理信道缓冲器以进行随后的芯片速率处理，而不使用第一交织器缓冲。如图30A所示，帧N被直接传输到物理信道处理器218。如图30B所示，下一帧(帧N+1)也被直接传输到物理信道处理器218。
图31A和31B表示80毫秒的TTI的传输信道数据块的“降低的第一交织器缓冲”的数据流。第一帧(帧N)的传输信道数据被传送到物理层处理并且存储在物理信道缓冲器(内存220)内。其他帧(帧N+1到N+7)通过物理层处理存储在物理信道缓冲器内。在如图31B所示的下面的帧中，(帧N+1)被传送到物理层处理并且存储在物理信道缓冲器内。其他帧(帧N+2到N+7)以与下六个帧相同的方式顺序处理。芯片速率处理器从物理信道缓冲器当前帧之后的一帧读取数据位元。例如，如果物理层处理器处理(帧N+1)则芯片速率处理器读取帧N。20和40毫秒的TTI的数据处理方法与上述的80毫秒的处理一样。唯一的区别在于物理信道缓冲前被缓冲的帧数。
权利要求1.一种频分双工/码分多址(FDD/CDMA)用户设备，其特征在于，包括第一缓冲器，在第一地址缓冲位元；第二缓冲器，在第二地址缓冲位元；读/写控制器，可操作地连接于第一和第二缓冲器，读/写控制器从位元的第一缓冲器的第一地址读取位元并且将该位元写入第二缓冲器的第二地址；地址计算器，可操作地连接于读/写控制器，地址计算器利用位元的第一地址确定该位元的第二地址；以及地址计算器包括一个速率匹配器用以通过将turbo编码位元当作系统、或配类1或配类2串的位元处理来确定位元在速率匹配后的地址。
2.如权利要求1所述的FDD/CDMA用户设备，其特征在于，还包括一个控制参数块，用于向速率匹配器输出变量e-ini、e-plus和e-minus。
3.如权利要求1所述的FDD/CDMA用户设备，其特征在于，第一缓冲器是第一交织器缓冲器而第二缓冲器是物理信道缓冲器。
4.一种频分双工/码分多址(FDD/CDMA)基站，其特征在于，包括第一缓冲器，在第一地址缓冲位元；第二缓冲器，在第二地址缓冲位元；读/写控制器，可操作地连接于第一和第二缓冲器，读/写控制器从位元的第一缓冲器的第一地址读取位元并且将该位元写入第二缓冲器的第二地址；地址计算器，可操作地连接于读/写控制器，地址计算器利用位元的第一地址确定该位元的第二地址；以及地址计算器包括一个速率匹配器用以通过将turbo编码位元当作系统、或配类1或配类2串的位元处理来确定位元在速率匹配后的地址。
5.如权利要求4所述的FDD/CDMA基站，其特征在于，还包括一个控制参数块，用于向速率匹配器输出变量e-ini、e-plus和e-minus。
6.如权利要求4所述的FDD/CDMA基站，其特征在于，第一缓冲器是第一交织器缓冲器而第二缓冲器是物理信道缓冲器。
专利摘要本实用新型包括用于物理层处理的各种实施例。一个实施例确定从第一交织器缓冲器内的位元地址映象物理信道缓冲器内的位元的地址。物理信道缓冲器地址根据速率匹配、位元加扰、第二次交织和物理信道映象后的位元地址而确定。利用所确定的物理信道缓冲器地址直接从第一交织器缓冲器读取位元并将位元写入物理信道缓冲器。另一个实施例确定从物理信道缓冲器内的位元地址映象第一交织器缓冲器内的位元的地址。第一交织器缓冲器地址根据反向速率匹配、反向位元加扰、反向第二次交织和反向物理信道映象后的位元地址而确定。直接从所确定的第一交织器缓冲器地址读取位元并将位元写入物理信道缓冲器地址。
文档编号H04B7/216GK2600997SQ02231190
公开日2004年1月21日 申请日期2002年4月16日 优先权日2002年4月16日
发明者道格拉斯·R·卡斯特, 乔治·W·迈克克莱伦, 约瑟夫·T·莫拉比托 申请人:交互数字技术公司