专利名称：传输系统的制作方法
技术领域：
本发明涉及一种用于通过多个子信道从发射机发送信息信号到接收机的传输系统。
本发明还涉及一种用于通过多个子信道发送信息信号到接收机的发射机，一种用于通过多个子信道从发射机接收编码的信息子信号的接收机，一种通过多个子信道发送信息信号到接收机的方法以及一种通过多个子信道从发射机接收编码的信息子信号的方法。
从欧洲专利申请EP 0951 091 A2知道这种传输系统。在这个已知的传输系统中，多个发送天线被用于发送源于相同的数据源(即所述信息信号)的编码的符号(即所述编码的信息子信号)流。在接收机，这些多个流通过多个接收天线被接收，并且通过去除在较早阶段已经被解码的数据流和通过抵销剩余的数据流被连续地解码，这是由于所述多个接收天线通过空间(空间-时间或空间-频率)干扰抵销而实现的。这种方案通常被称为有序的连续干扰抵销(OSIC)方案。
已知的传输系统的容量(吞吐量)是有限的。
本发明的一个目的是提供一种根据序言的具有比已知的传输系统更高的传输容量的传输系统。在根据本发明的传输系统中这个目的被达到，所述传输系统特征在于所述发射机包括-一个根据被所述接收机排序的子信道的吞吐量将所述信息信号多路分解成多个信息子信号的多路分解器；-一个编码器，用于将所述信息子信号的输入符号编码成输出符号，这样，第k个信息子信号的k个输入符号利用k×m个代码被编码成m个输出符号，l≤k≤m，所述代码具有下列性质-所有k个输入符号和所有m-k个其它输出符号根据任何k个输出符号可确定，并且-没有m-l个其它输入符号可根据任何l个输出符号确定，l＜k；-一个用于将所述输出符号多路复用成输出信息子信号的多路复用器；-一个用于将所述输出信息子信号信道编码成编码的信息子信号的信道编码器；
-以及用于通过所述子信道之一发送每个编码的信息子信号到所述接收机的装置；所述接收机包括-用于接收所述编码的信息子信号的装置；-一个信道解码器，用于通过并入已经信道解码的信息子信号的解码信息来将所述被接收的编码的信息子信号连续地信道解码成信道解码的信息子信号；-一个用于将所述信道解码的信息子信号多路分解成信道解码的符号的多路分解器；-一个解码器，用于将所述信道解码的符号解码成解码的输出符号，并且用于将关于所述解码的输出符号的解码信息提供给所述信道解码器；-另一个多路复用器，用于将所述解码的输出符号多路复用成输出信息信号。如稍后所示，通过使用这样一种代码，所述传输系统能够达到最大的吞吐量。
在根据本发明的传输系统的一个实施方案中，所述代码是最大距离可分(MDS)代码。MDS代码是众所周知的，并且形成允许根据本发明的编码原理的想要的性质。
在根据本发明的传输系统的另一个实施方案中，所述发射机还包括一个被耦合在所述多路复用器和所述信道编码器之间的数字复用器，所述数字复用器被安排来用于交错所述输出信息子信号，其中所述信道编码器被安排来用于将所述交错的输出信息子信号编码成编码的信息子信号。这个数字复用器用于在所述输出信息单元流内均匀地展开所述信息单元，以便有效地使用根据以前解码的流所知道的信息单元来解码当前的流。
在根据本发明的传输系统的另一个实施方案中，所述信道解码器被安排通过引入最近信道解码的信息子信号的解码信息来解码被接收的编码信息。在这样一个实例中，关于一个信息子信号的信息单元的最近更新，可以引入关于被以前解码的子流共享的信息单元的全部可用的估计(可靠性测量)，从而提供这些信息单元的最高可靠性。
根据下列参考附图的优选实施方案的描述，本发明的上述目的和特征将更显而易见，其中
图1显示根据本发明的一个传输系统10的框图，图2显示根据本发明的一个接收机16的框图，图3显示根据本发明的一个用于在发射机12中使用的包括MPC编码器30的编码器结构的框图，图4显示根据本发明的一个用于在接收机16中使用的包括MPC解码器80的解码器结构的框图，图5显示一个现有技术的发射机12的框图，图6显示一个现有技术无线接收机16的框图，图7显示根据本发明的一个发射机12的一个实施方案的框图，图8显示根据本发明的一个接收机16的一个实施方案的框图，图9到14是显示一些表示根据本发明的传输系统10的性能的图，图15和16显示一个在(3，2，1)MDS代码的硬判决解码中使用的查找表，图17显示在(3，2，1)MDS代码的MAP解码中使用的计算规则，图18显示在(3，2，1)MDS代码的软ML(Max-Log-MAP)解码中使用的计算规则。
在附图中，相同的部分被提供了相同的参考数字。
本发明涉及如在图1中所示的传输系统10，传输系统10利用多个子信道从发射机12传送信息到接收机16。在接收机16中，来自不同子信道的信号被解码器18连续地解码。解码顺序在接收机16上被规定并且不被发射机12知道。假定发射机12知道排序原理和被排列的子信道序列的一些性质，诸如被排序的子信道容量(最大吞吐量)的统计资料(例如，瑞利衰落)。可替代地，发射机12可以知道被排序的子信道的信噪(和干扰)比(SNR/SINR)。然而，如被发射机12看到的，用于子信道的每个实现的解码顺序是随机的。本发明涉及一种信道编码策略，它利用已知的子信道的性质来增强这样一种多信道传输系统10的性能。这种信道编码策略包括一个编码器和一个解码器结构。所述通用编码策略还被用于增强无线传输系统的性能，所述传输系统利用多个发送天线来发送多个并行数据流，以及在所述接收机上利用多个接收天线来有序地提取被发送的流，这被称为有序的连续干扰抵销(OSIC)。
首先，我们解释被提议的信道编码策略的基本思想，它允许利用有序的连续解码而达到多个信道的最大可达到的吞吐量(香农容量)。为此目的，这种信道的等价方案将被定义并且关于这种方案的吞吐量基本限制将被显示。下一步，一种接近所述基本吞吐量界限的前向纠错(FEC)结构将被描述。
在图1中的框图表示具有任意数m个子信道的系统的通用实例，其中以一个已知的有序容量的序列在接收机16上对相应的数据流进行有序的连续解码。根据这个示意图，在发射机12中，一组用户比特被编码器8编码成m个并行流，它们通过m输入m输出信道14被发送。这个信道14由m个被发送的流的置换π(permutation)表示，其后面是具有各自的容量(或者吞吐量)C1...Cm的m个并行子信道。精确地，π[n]规定被置换到第n个子信道的被发送流的指数。所述容量组在接收机16上已知并且对于发射机12是已知的，然而置换π只有在接收机16上是已知的。发射机12把π作为一个随机置换对待(特别地，π被假定均匀地在m个可能的置换的该组上分布)。在接收机16上，所述m个流被连续地解码，所以第n个解码器18利用被以前的(n-1)个解码器18恢复的用户(输入)比特的知识，l＜n≤m。
这种系统的全部吞吐量(信道容量)被各个单独的子信道的吞吐量的和所限制，即C∑≤C1+...+Cm. (1)只有当在置换π的第n个输出上的比率(rate)匹配各自的容量Cn，l＜n≤m时，这个容量才可以被达到。后一个条件连同π在发射机12上是未知的这一事实一起暗示具有多种实现方案以用于最佳编码规则。首先，每个被发送的数据流应该以速率R1＝C1传送数据。如果第k个流的速率不同于C1，则它将不适合在π[1]＝k事件中相应的吞吐量/容量。因此，对于一组N信道使用(复信号维数)，在每个流内的比特总数应该是NC1。用相同的方式，能够看到根据任何其它流的解码的任何流的有条件的速率应该是R2|1＝C2。实际上，在第二级被解码的流将受益于被第一个流提供的比特的部分知识。为了匹配第二个子信道的吞吐量，该部分知识应该导致速率从C1降低到C2。因此，在根据任何其它流的解码的任何流中剩余的未知比特数量应该等于N C2。这意味着，第一个(最先的)子信道的解码器应该传送N(C1-C2)个比特的知识到第二个子信道。通过重复相同的理论(argument)，容易显示第n个子信道的解码器应该传送N(Cn-Cn+1)个额外比特到后面的子信道的解码器。既然这样，在第(n+1)个子信道上的剩余未知比特数量等于被在第(n+1)个子信道上的流传送的NC1比特的总数和通过以前解码级被传送的比特总数之间的差值NC1-N(C1-C2)-...-N(Cn-Cn+1)＝NCn+1(2)这个数匹配第(n+1)个子信道的吞吐量NCn+1。
被描述的解码级的流程在图2中被用示意图表示。这个框图显示在每个解码级18多个最近被解码的用户比特数量以及被传送到随后的级18的比特数量。显然，被从前面的解码级18传送到以任何子信道的解码器18的全部比特应该与在被供给这个子信道的数据流中被编码的比特一起被共享/包括。而且，因为在发射机12上π是未知的，所以相对于任何重新排序的这些流而言，所述流之间的关系应该完全对称的。
能够注意到在图2中的框图意味着在相邻级之间的一个非负的差值，并且因此C1≥C2≥...≥Cm(3)这个条件对达到在图1中通用系统的(1)中的相等很重要。在这个系统中，在第n个子信道上的数据率是给予在前面级被解码的任何其它(n-1)个流的知识的情况下，任何被发送的流的有条件速率Rn|1...n-1。一方面，有条件速率的序列是非递增的。另一方面，只有当这些速率匹配各自的子信道吞吐量时，即Rn|1...n-1＝Cn，l≤n≤m时，最大的吞吐量才被达到。因此，条件(3)是必须遵循的以达到所述最大吞吐量。无论何时这个条件不成立，则在图1中系统的最大吞吐量将被C∑＝C1+...+Cm，其中Cm＝min{C1，...，Cm}，l≤n≤m(4)所限制。注意，序列{C1，...，Cm}在约束(3)下从(4)最大化C∑。
下一步，我们描述一种新的编码方案，它考虑到在(4)中被规定的总吞吐量。这个方案涉及一类代码，通称最大距离可分(MDS)代码。一个MDS代码可以被一个三元组(n，k，2q)规定，其中k是输入(信息)符号的数量，n是输出(编码)符号的数量，q规定字母表GF(2q)。这意味着，输出和输入符号属于字母表A＝{0，1，...，2q-1}。MDS代码是一种线性代码，因此，可以通过具有来自A的条目的k×n生成矩阵G被描述。来自字母表A的k个输入符号a＝[a1，...，an]的一个向量通过c＝aG (5)被编码成来自相同字母表的n个输出符号c＝[c1，...，cn]，其中，乘法/加法在GF(2q)中出现，即标准运算(乘法和加法)的结果被采用模数2q。上面给予的定义包括线性块代码的全部种类。MDS代码的子类被表征为这种生成矩阵G它使得来自c的n个输出符号组的k个符号子的任意子组产生输入符号组a并且因此产生剩余的(n-k)个输出符号。上述MDS代码的定义的一个重要结果是小于c的k个输出符号的任何组的知识没有给出关于剩余的输出符号的信息。
MDS代码的最后两种性质是设计所述编码方案必需的，它匹配在图2中指示的解码流程，并且因此允许达到(4)给予的最大总吞吐量。这种代码的结构是以MDS代码为基础的并且将在后面的段落中被解释。然而，具有和已知的MDS代码相同的两种基本性质的任何其它代码在本发明中可以同样被使用。
关于MDS代码相对于代码结构的更多的事实首先，我们注意到如果(并且只有如果)一个线性代码的k×n生成矩阵G使得G的全部k×k个块是满秩(full rank)，则该线性代码是MDS。如果n≤2q+1，则这样一个矩阵可以被建立。值得提及，只有n≤3时，二进制MDS代码(即用比特操作的代码，q＝1)才存在。n＞3，则必须利用q＞1。然而，q＞1的(n，k，q)MDS可能适合于编码一个比特流。一种可能的解决方法包括下列步骤-将输入比特流分组成比特的q-元组流；-将这些q-元组映射到来自字母表A的符号；-根据(5)编码k个符号块；-将来自A的结果输出符号去映射(de-mapping)到比特的q-元组。
显然，这样一个编码器的输入/输出比特总数应该是q的倍数。下一步，我们将看到所描述的四个编码过程步骤允许我们匹配在图2中的解码流程并且因此随着任何q≥1而达到最大吞吐量。
让我们看几个MDS代码的简单实例。稍后在这个文件中的代码结构的例子中，我们利用这些代码。
(2，1，1)MDS代码G＝[1 1]，(3，1，1)MDS代码G＝[1 1 1]，(3，2，1)MDS代码G=101011---(6)]]>最后，我们注意到一种MDS代码的系统设计可以被完成。一种可能性是使用扩展里德-所罗门码。
下一步，我们描述允许全部吞吐量(4)的前向纠错(FEC)结构的操作。这个结构的核心工具(core engine)是一种所谓的信息分区码(MPC)，它以级联MDS代码为基础。完整的编码器和解码器的框图分别在图3和图4中被给出。为简单起见，假定(3)被满足(另外{C1，...，Cm}应该被{C1，...，Cm}代替)。信息信号21包括一组N(C1+...+Cm)用户比特21，对应于(C1+...+Cm)的最大吞吐量，被供给编码器30的输入。这个组还被多路分解器20划分/多路分解成大小为N(C1-C2)，N2(C2-C3)，...N(m-1)(Cm-1-Cm)和NmCm的m个子组33(或信息子信号33)。第一个子组33充当到具有参数(m，1，*)的MDS编码器32的输入。最后的参数(字母大小)对于我们的结构是不重要的并且可以根据具有适当大小的MDS代码的方便性(可用性)被选择。注意，(m，1，*)MDS代码的每个输入符号生成m个输出符号。N(C1-C2)比特的全部块将导致N(C1-C2)个输出比特的m个并行流35。在图3中，这些流35被供给m个多路复用器34。以同样的方式，包括Nk(Ck-Ck+1)个用户比特的第k个子组33被供给具有参数(m，k，*)的MDS编码器32，l≤k＜m。这样一个代码将k个用户符号群编码成相应的m个输出符号群。再者，Nk(Ck-Ck+1)个用户比特的全部块导致N(Ck-Ck+1)个输出比特的m个并行流35。类似于第一个MDS编码器32的输出，这些流35被供给m个多路复用器34。最后，NmCm的最后子组33被简单地划分成NCm比特的m个并行流35，如在图3中指示的，这些流被供给m个多路复用器34。多路复用器34的输出31(或者输出信息子信号31)代表MPC编码器30的m个输出。容易看到，每个输出31传送NC1个比特。注意，这个数量匹配所要求的每个被发送的数据流的速率。
输出信息子信号31应该经历FEC编码的常规步骤(在图3中用信道编码器块24示意地表示)并且在传输之前调制。这里，我们在发射机12上假定一种理想的编码，这样编码本被最佳地匹配所述传输信道的统计特性以及随后在接收机16上的最佳处理。输出信息子信号31被信道编码器24编码成编码的信息子信号25。
根据图1中的框图，第π[1]个被发送流45(即被接收的编码的信息子信号45)首先要在接收机16上被处理。因为任何被发送的流都传送NC1个比特，所以相应的速率匹配如在图1中指示的第一个子信道的吞吐量C1。因此，在图4中一个最佳信道解码器46恢复所述第一个数据流的NC1个比特47(即所述信道解码的信息子信号47)。这些比特47被供给MPC解码器80的输入“输入#1”。这组比特47被最高多路分解器82划分成大小分别为N(C1-C2)，N(C2-C3)，...N(Cm-1-Cm)，NCm的m个流95，97，99，101，相反地到图3中的MPC编码器30的相应的多路复用器34。第一个流95包括相应于(m，1，*)MDS代码的第π[1]个输出的N(C1-C2)个比特。这些比特95被发送到(m，1，*)MDS代码的解码器84。根据(m，1，*)MDS代码的定义，任何它的输出符号产生相应的输入以及其它(m-1)个输出的知识。因此，最高I-MDS解码器84恢复(m，1，*)MDS代码的N(C1-C2)个输入比特117(即解码的输出比特117)的子组，以及大小为N(C1-C2)的剩余的(m-1)个输出流83(即解码信息83)。在输入比特117的子组被用户比特缓冲器/多路复用器86收集的同时，N(C1-C2)个输出比特的(m-1)个流83通过被标记为“链路#1”的输出被发送到后面的解码级。注意，被发送到后面级的比特数量匹配图2中的解码流程图。下一步，第π[2]个被发送流59被处理。这个流59也传送NC1个比特，它的N(C1-C2)个比特83通过前面的解码级被提供。注意，被第π[2]个流传送的比特的剩余数量等于(NC1-N(C1-C2))＝NC2。这个数量匹配如在图1中被指示的第二个子信道的吞吐量C2，所以在图4中一个最佳解码器52恢复第二个数据流59的全部NC1个比特47。这些比特47通过“输入2”被供给MPC解码器80，其中它们被第二个多路分解器82划分/多路分解成m个信道解码符号流，所述流大小为N(C1-C2)，N(C2-C3)，...N(Cm-1-Cm)，NCm。注意，包括N(C1-C2)个比特的所述流与从以前解码级被传送的比特组一致；这个组是无用的。包括N(C2-C3)个比特的流103连同被第一个解码级的多路分解器82提供的N(C2-C3)个比特的一组97一起被发送到(m，2，*)MDS代码的I-MDS解码器84。这两个流97、103为(m，2，*)MDS代码的N(C2-C3)个输入块中的每一个提供一对输出。根据(m，2，*)MDS代码的定义，任何一对它的输出产生对应于两个输入以及另外(m-1)个输出的知识。因此，相应的I-MDS解码器84恢复N2(C2-C3)个输入比特的子组119以及大小为N(C2-C3)的剩余(m-1)个输出流87。N2(C2-C3)个输入比特的子组119在多路复用器86中被收集。剩余(m-1)个输出流之一被与在以前级被恢复的第π[1]个流共享。这个流没有进一步的用途。另外的(m-2)个输出流87通过输出“链路#2”被传送到后面的解码级。再一次，被传送到后面级的比特数量匹配图2中的解码流程图。剩余的解码级以一种类似的方式进行。
在第m个解码级，第π[m]个被发送流73被处理。这个流传送NC1个比特。来自这个流的N(C1-C2)，N(C2-C3)，...N(Cm-1-Cm)个比特的子组83，87，91分别通过输出“链路1”到“链路m”而被解码级1到(m-1)提供。因此，剩余的未知比特数量是NC1-N(C1-C2)-...-N(Cm-1-Cm)＝NCm这个数量匹配如图1中指示的第m个子信道的吞吐量Cm。因此，在图4中一个最佳解码器76恢复这个流。产生的NC1个比特通过“输入m”被发送到MPC解码器80。后面的多路分解器82选择在这个级被恢复的NCm个比特109(因为NC1中的其它N(C1-Cm)个比特通过以前的解码级被提供)。注意，这些比特是在MPC编码器30中的NmCm个用户比特的第m个子组的一部分(见图3)。在MPC编码器中构成NmCm比特的第m个子组的NCm个用户的剩余的(m-1)块来自以前解码级，这是由于它们对以前解码的被发送流产生影响。这些m个块被分成解码的NmCm个用户比特的子组并且被供给多路复用器86。在第m个解码级之后检验被多路复用器86收集的用户比特总数等于N(C1-C2)+N2(C2-C3)+...+NmCm＝N(C1+C2+...+Cm)即被发送的用户比特总数。所述解码现在被完成。
首先，一种具有加性高斯噪声的MIMO衰落信道的传输系统10将被讨论。在上下文中，假定在每个子信道的输出上的信号通过在全部子信道中被发送的符号和一个加性高斯噪声的线性组合被给出。在这种情况中，用一种在接收机16上的适当的处理，每个子信道可以被认为是一种被剩余的子信道之间的干扰和加性高斯噪声破坏的标量信道。通常被使用的编码策略包括比特空间编码(FEC编码器)、将编码的比特映射到信道符号中以及将这些符号放到信道中(调制)。最后的步骤取决于所述信道的性质。通常，调制在时域(单载波系统)或者频域(多载波系统)中被完成。在这两种情况中，扩展可以被应用，使得在时域或者频域中几个信道符号共享几个信道的使用(分别导致直接序列或者多载波扩展频谱传输)。信道符号字母表(信令)的选择取决于想要的频谱效率和FEC速率。通常被使用的信令方案是BPSK、QPSK、8-PSK以及2k-QAM，k≥2。注意，被提议的编码策略可以被用于这种MIMO衰落信道。为此目的，必须规定容量组C1...Cm，其被表征为在相应的子信道内的信号相对干扰加噪声的比率(SINR)。在衰落信道的情况中，SINR可能不被发射机知道。标准方法是使用SINR的中断值，该值根据预期的衰落的统计性质而被选择作为用于除中断信道的少量子组之外的全都实际未知的SINR的下限。注意，SINR/容量/等等的中断值是SINR/容量/等等的值，当所述系统的实际SINR/容量/等等比所述中断值更坏时，所述SINR/容量/等等的中断率等于实例/时间的某一百分比。
通常被用于具有高斯噪声的信道的FEC编码策略是标准卷积码以及最近以来的并行和串行级联的交错(涡轮(turbo))码和低密度奇偶检验(LDPC)码。尽管所有这些代码可以在图3中的编码器24中被引入，但是我们的方法的效率可以取决于被选择的FEC代码的性质。实际上，在FEC编码器24的输入上的已知用户比特的纠错能力取决于涉及所述已知比特的典型误差模式的跨度。在诸如LDPC和涡轮码的类似随机的代码的情况中，典型的误差模式涵盖所述编码比特的重要部分。因此，在编码器24的输入上的每个已知比特被预期在全部代码上有全局纠错作用(和在卷积码的情况中的局部作用不同)。因此，预期涡轮码、LDPC或类似的编码FEC码的使用对于在此被公开的通用MIMO编码方案将是特别有益的。对于这些FEC代码，不同MDS代码的贡献应该被均匀地混合。这样一种混合可以通过被耦合在多路复用器34和信道编码器24之间的数字复用器(未显示)被完成，并且所述数字复用器在FEC编码之前执行MPC编码器30的每个输出31的伪-随机(均匀)交错(例如通过涡轮码或LDPC码)，见图3。一个数字复用器还可以被最优化来服从被选择的FEC码。
通用解码方案已经在上面被描述并且通过图4被描述。在第n个解码级，FEC解码器46，52，76，128被启动，它利用相应的编码器32的输入的部分知识。这个知识被前面的(n-1)个解码级提供。每个解码器的实际的实现取决于代码类型和相应的解码过程。这里我们区分软和硬判决解码器。在硬判决解码中，FEC解码器产生关于所述输入用户比特的双择判决。关于前面的解码比特(信息单元)的这些判决在后面的解码级被用来限制可能的代码字的选择。
例如，对于卷积码，关于所述输入比特的双择判决通常通过维特比算法由ML序列检测产生。关于前面解码比特的判决随后被合并到连续解码级的维特比算法中，所以，在每个与前面解码比特有关的格式结构部分上，只有那些状态转移被认为符合于所述解码的二进制值(因此，如果传统的维特比算法被应用，则可能的转移总数减少2)。
在软判决解码中，FEC解码器产生代表输入比特的可靠性测量的(软)实际估价度量标准。通常，给出被观察信号的情况下，每个软度量标准是(一个近似的)对数似然比率，即输入比特是0的后验概率相对这个比特是1的后验概率的比率的对数。软度量标准经常在链接码的解码过程和迭代解码算法中被涉及。关于输入比特的最后判决根据这种软度量标准的符号被采用。每当关于输入比特的软判决可用时，关于由前面的解码级提供的比特的软度量标准的使用将替代双择判决(或者等同地，很大的软值)通常确保较好的性能。
例如软判决解码通常被用于迭代解码涡轮码和LDPC码。在涡轮码的情况中，输入比特的软度量标准由部件码的所谓的软输入软输出(SISO)解码器产生。对于LDPC码，所述软度量标准由所谓的信念传播算法产生。每当这种FEC码在这里被公开的MIMO编码方案内被使用时，在当前级的最后迭代上获得的适当的比特的软度量标准就被传送到后面的解码级。在后面的解码级，所获得的软度量标准应该被用作关于适当的比特的先验度量标准，或者如果在这些解码级上后者是可用的，则被添加到现有的先验度量标准。
迭代解码可以被用于改进被提议的MIMO方案的性能。在图1中方案的迭代解码意味着重复包括如上面描述的m个子信道的连续解码的全部解码循环的全部或者任何部分。在这种情况中，在前面的迭代期间，早期解码级能够利用关于在后面的级被获得的共享比特的硬/软信息。在软判决解码的情况中，在其它级要被使用的可靠性值应该根据用于非本征信息的标准规则被计算，这类似于涡轮解码，以便避免相同信息的重复计算。
下面来解释MDS解码器84的操作。这里我们将再次区分硬和软判决解码。在以前的例子中，所述解码器被关于相应的MDS码的输出比特子组的双择判决驱动，以便发现相应的输入比特以及剩余的输出比特。大量代数解码方法可以被使用。因为在感兴趣的情况中，并行信道数量通常是小的，所以有关的解码复杂性不重要。可以使用一种简单的并发式(syndrome)解码或者一种在MDS码的全部可能的码字上的穷举搜索。在软判决解码的情况中，解码器接收输出比特子组的实际估价度量标准。如上面解释的，这些度量标准影响相应的比特的可靠性。根据这些度量标准，解码器计算相应的输入比特的度量标准和剩余的输出比特的度量标准。计算规则和在涡轮码的SISO解码中的相同代表相应的比特的后验可靠性的被计算的度量标准以被供给所述解码器的输出比特子组的先验可靠性为基础。先验和后验可靠性之间的关系取决于相应的比特之间的关系。后者的关系由MDS码的生成矩阵定义。当它是m时，软判决解码的复杂性相对较小。
相同信道编码原理可以被用于二进制MIMO传输信道。一种可能的方案是在网络中二进制消息(数据分组)借助于多个路由(子信道)从发射机到接收机的传输。假定所述发射机不知道不同路径的确切可靠性(相等的二进制对称信道的交叉概率)，但是例如根据模拟结果，统计性质(所述交叉概率的一种分布定律)是已知的。一种处理每个子信道可靠性的不定性的方法是按照一种有序子信道的可靠性构成非递增的序列的次序来解码这些流。事实上，随着序列长度趋向无穷大，独立而同一地分布的随机值的一个有序的序列的每个单元的变化趋向零。因此，如果有序子信道的数量足够大，则能够使传输速率精确地适应于所述有序子信道的(准-确定性)吞吐量。尽管所述有序子信道的吞吐量可以被假定在发射机上精确地知道，但是被发送流的提取次序是未知的(除非在发射机和接收机之间一个反馈信道被用于传递信道信息)。在这种情况中，全部MIMO信道归入图1中的通用方案的范围。而且，另外的实现方案可以根据用于二进制对称信道的可用的FEC方案(即用里德-所罗门码和其它BCH码)被完成。然而，根据被提议的信道编码策略，希望适配现有的编码方案以便强调输入比特的部分知识的好处。
上面描述的信道编码策略可以被用于增加采用多个发送和接收天线的无线通信系统的吞吐量。在这样的系统中，多个发送天线28被用于发送源于相同数据源的编码符号流。在接收机端，这些多个流被同时或者连续地恢复和解码。不同流的同时解码造成很大的计算负荷。在被全部天线28发送的每个信道使用的比特总数中，这个负荷按指数规律增长。因此，同时解码只对于与理论吞吐量相比较小的数据速率是可行的。这里，我们集中注意连续解码方案，其中由于多个接收天线40通过空间(时间-空间或空间-频率)干扰抵销来移除已经在较早级被恢复的数据流并且抵销剩余的数据流，从而恢复每个数据流。特别地，我们考虑具有有序连续干扰抵销(OSIC)的方案。
一种使用OSIC原理的基本系统在欧洲专利申请EP 0951 091 A2中被公开。根据这个已知的系统，用户比特21的总数被分配到m个对称流23中。每个流23经历同样的编码(通过编码器24)、调制(通过调制器26)并且通过m个发送天线28之一被发送。这样的发射机12的框图在图5中被显示。接收机16采用产生M个信号输出的M个天线40。接收机16应用在图6中被示意地显示的OSIC原理。假定MIMO信道的传送功能在接收机16上已知或者被精确地估计(例如由于以被发射机12发送的参考信号为基础的标准训练过程)。这种MIMO传送功能通过其条目Hq，p代表在第p个发送天线28和第q个接收天线40之间的传送功能的M×m矩阵H被示意地描述。在频率选择的衰落中，H的条目是代表信道的时域或频域特征的函数。在非选择的(平坦)衰落中，H的条目具有复值。
被接收的编码的信息子信号在解调器42中被解调。根据已知的H，接收机16接连提取m个流(信息子信号)。在第一(最左边的)层或级(包括MMSE抵销器44、解码器46、编码器/调制器48、乘法器56和减法器60)，通过抵销来自其它(m-1)个流41的影响，流41之一被提取。在不失一般性的情况下，假定在第一层被提取的流的指数是π[1]。在已知的系统中，由于把与这个流有关的信道转移函数的矢量Hπ[1]＝[H1，π[1]，...，HM，π[1]]T(上标(T)代表一个矩阵转置)投射到与代表其它流的转移函数的M×(m-1)矩阵[H1；M，π[2]，...，H1；M，π[m]]的列正交的的M维信号空间的一部分上，这些流的精确抵销被完成。第π[1]个流是来自M个天线40的信号和被投射矢量的条目所定义的加权值的线性组合的结果。称作零强制的这种类型的干扰抵销，在有噪声的情况下保持次最佳。用最小平均方差(MMSE)抵销(在MMSE抵销器44中)可以达到更好的性能。这个方法最大化输出SINR。为了将MMSE提取应用到第π[1]个流，我们计算m×M矢量Wπ[1](1)=(Hπ[1]*(σs2HH*+σπ2IM)-1Hπ[1])-1Hπ[1]*(σs2HH*+σn2IM)-1---(7)]]>这里的上标(*)代表一个矩阵共轭转置，IM是M×M单位矩阵，σs2是每个被发送信号的(平均)功率，σn2是周围噪声功率。第π[1]个流是来自M个天线40的信号和被Wπ[1](1)的相应的条目定义的加权值的线性组合的结果。每当在不同天线上的周围噪声是非相关的时，MMSE抵销导致最大可能的SINRSINRπ[1](1)=[(Hπ[1]*(σsπ2HH*+σn2IM)-1Hπ[1])-1-1]-1---(8)]]>被提取的第π[1]个流45被MMSE抵销器44转发到恢复用户比特47的相应流的解码器46。这些用户比特47被编码器/调制器48再次编码和调制到信道符号49的序列。符号49的序列通过转移函数Hπ[1]的相应的条目被换算(通过乘法器56)以便产生到全部M个接收机分支的第π[1]个流的影响。这些影响从通过如在图6中指示的减法器60被接收的相应信号中被提取。作为结果的M个信号55不受第π[1]个流45的影响。所描述的过程被递归应用，所以在第n层/级，在借助于滤波器Wπ[n](n)的剩余的(n-1)干扰流的MMSE抵销之后，在某个SINRπ[n](n)的情况下，第π[n]个流被提取，它的影响从被接收的信号中被重建和移除，l≤n≤m(除其中所述移除是不必要的最后的层/级外)。在图6中也显示了第二层/级以及第m个层/级。第二级包括MMSE抵销器50、解码器52、编码器/调制器54、乘法器64和减法器68。第m个级只包括MMSE抵销器74(因为在这个级不存在干扰，所以它包括最大比率组合器(MRC)滤波器)和解码器76。接收机16还包括一个多路复用器72，它将m层/级的被解码的信息子信号47多路复用成包括用户比特的信息信号77。
这个MIMO传输系统的吞吐量取决于SINR值集合SINRπ[1](1)，...，SINRπ[m]m)]。因此，m个流的处理顺序π＝{π[n]，l≤n≤m}是关键的。为了在所述系统吞吐量上突出所述处理顺序的影响，注意在所述发射机上不同子信道的对称性和信道知识的缺乏会产生要被用于全部子信道的相等的传输速率(吞吐量)。这样的系统的全部吞吐量等于m乘一个子信道的吞吐量。最后，每个子信道的吞吐量被由min{SINRπ[1](1)，...，SINRπ[m](m)}规定的它们各自的吞吐量的最小值所限制。因此，最大吞吐量符合于min{SINRπ[1](1)，...，SINRπ[m](m)}的最大值，而最佳处理顺序被最大化min{SINRπ[1](1)，...，SINRπ[m](m)}的π规定。如在上面提及的欧洲专利申请中所示，在每个级当使得本地SINR最大化的子信道被选择时，获得所述最佳处理顺序ππ[n]=argmaxk{SINRk(n):1≤k≤m,k≠π[p]:1≤p<n}1≤n≤m---(9)]]>如在这个部分中较早被描述的，一个具有如分别在图5和图6中的发射机和接收机、由(7)规定的MMSE抵销滤波器、由(8)定义的判决统计量和在(9)中被定义的处理顺序的MIMO发射机系统，被认为是基本系统。让我们分析这种系统理论上可达到的吞吐量。我们假定一种具有完全不相关的发送/接收天线的窄带(非选择的)瑞利衰落信道。这意味着所述信道矩阵的条目是统计学上独立的、具有每个复数维的零平均和方差(1/2)的复数高斯变数。我们首先考虑一种具有两个发送/接收天线的系统M＝m＝2。对于这种设置，两层的中断比率SINRπ[1](1)和SINRπ[2](2)]已经根据用于每个接收天线的全部SNR的广阔范围的100000个独立的蒙特卡罗试验被估计(即来自全部发射天线的平均总信号功率与在任何天线上的噪声功率的比率)。10％和1％的中断率的经验SINR值在图9中被绘制(显示在中断率10％(左框)和1％(右框)、两个发送天线、两个接收天线的情况下，每层/级的中断SINR与每个接收天线的全部SNR的关系曲线)。根据标准关系C＝log2(1+SINR)[比特/信道使用] (10)而被计算出来的容量(最大吞吐量)的相应中断值被绘制在图10中(显示在中断率10％(左框)和1％(右框)、两个发送天线、两个接收天线的情况下，每层/级的中断吞吐量与每个接收天线的全部SNR的关系曲线)。能够看到，在小的和适度的SNR上，第一(上面的)层具有较大的吞吐量。第一层超过第二(下面的)层的优点也取决于被设计的中断率。注意，在实际感兴趣的一些实例中，第一层的最大吞吐量接近第二层吞吐量的两倍。即，大约6-8分贝、中断率10％和更小的SNR区域可能适合于在例如CDMA的干扰被限制的环境中的蜂窝通信。
如较早解释的，在所述基本系统内的每个子信道的吞吐量可能未超过在不同层被观测的吞吐量的最大值。因此，所述基本系统的最大的总吞吐量是这些吞吐量的最小值的两倍。图11中的虚线显示在中断率分别为10％(左框)和1％(右框)的情况下，所述基本(标准)系统的全部吞吐量与全部SNR的比值的关系曲线。
这里，我们注意所述全部吞吐量可以被增加到等于在SNR和中断率范围中的两层的吞吐量C1和C2的和，其中C1≥C2。实际上，可以注意到具有如在图5中的发射机12和如在图6中的接收机16的传输系统是一个在图1中的通用传输方案的特殊的例子，其中容量C1...Cm代表在层1到m分别可达到的中断吞吐量，而置换π定义被发送流的处理顺序。所述中断吞吐量集合C1...Cm被被假定的传播环境(在我们的例子中，不相关的瑞利衰落)的统计描述所定义。通常，这些吞吐量被脱机测量，并且可以假定发射机12和接收机16知道这些吞吐量。置换π取决于信道实现。这个置换在接收机16上被定义，服从被估计的信道矩阵，并且因此不被发射机12知道。因此，所述基本传输系统属于如图1描述的通用方案，并且因此上面描述的通用信道编码原理在这个实例中适用。让我们设计必须在8分贝SNR和10％中断率的不相关瑞利衰落存在的情况下操作的编码器。在这个实例中，在层1和2可达到的吞吐量分别是每个信道使用C1≈1.27和C2≈0.81用户比特，见图10。因此这个层实际可达到的吞吐量由C1和C2来定上限。这些上限实际上从未达到，因为频谱效率的一个(小)分数部分必须被牺牲，以便在误码率方面满足QoS需求。这个分数值取决于想要的FEC和QoS需求的特征。实际吞吐量的定义涉及在本文中未特别针对的FEC设计。因此，我们将在这个例子中假定一种理想的FEC以便最大吞吐量是可达到的。假定要被发送的数据块利用N＝100个信道使用。这可以对应于例如连续地在所述信道上被发送的某些字母表的100符号的块。根据MPC编码器的框图(图3)，我们必须将N(C1+C2)＝127+81＝208个用户比特划分成大小为N(C1-C2)＝127-81＝46和N2C2＝2·81＝162的两个子组。第一个子组利用(2，1，*)MDS码来编码。二进制MDS码(2，1，1)的生成矩阵在(6)中被给出。根据所述生成矩阵，MDS码是一种比率(1/2)重复码。因此，第一个子组的46个用户比特被简单地复制并且产生的复制品通过在图3中的多路复用器34被供给输出流。162个比特的第二个子组被划分成81个比特的两块。这些块通过相同的多路复用器34提供给两个输出流。每个输出流包括127个比特。如在图7中所示，这些流通过信道编码器24被编码、被调制器26调制并且通过不同的天线28被传输。这里，用于传输被编码的信息子信号25的装置由调制器26和天线28构成。如上面描述的，在接收机16上，所述数据流的标准OSIC提取被执行。根据通过(9)在接收机16上被确定的处理顺序π，流π[1]在第一(上面的)层被提取。因为这个层的中断吞吐量是C1，所以相应的NC1≈127个用户比特在解码器46中被成功地解码。根据图8中的框图，这些比特的值47(通过比特值，我们理解二元/硬判决或者实际估价/软判决)被提供给MPC解码器80的“输入1”。在MPC解码器80中(见图4)，这些值47被划分成对应于(2，1，1)MDS码的第π[1]个输出的一组46比特值和剩余的81比特值。对(2，1，1)MDS码的解码的检验包括将第π[1]个输出的46比特值复制到所述解码器的两个输出。在第一个复制品117被多路复用器86收集时，第二个复制品83被发送到MPC解码器80的输出“链路1”。在所述第二层，流π[2]被提取。这个流59的FEC解码器52受益于来自通过MPC解码器80的“链路1”被供给的全部127比特的46比特值的知识，见图8。因为第二层的吞吐量是C2≈0.81，所以剩余的NC2＝81个用户比特可以被成功地恢复。第二个流的127比特值的全部流47被发送到MPC解码器80的“输入2”。根据图4，在这个级的81比特值子组被与来自前面的解码级的81比特值子组合并，并且被发送到多路复用器86。在多路复用器86中被收集的比特值的总数46+81+81＝208等于被传输的用户比特总数。在软判决解码的实例中，软比特值被转换成关于所述用户比特的硬判决。
注意，被提议的信道编码方案导致每个信道使用(C1+C2)≈2.08比特的全部吞吐量。与具有每个信道使用的2C2≈1.62比特的全部吞吐量的基本系统相比，这产生28％的提高。在图11中绘制了各种SNR和10％及1％的中断率情况下的基本系统的吞吐量和被提议的后者的修改。在低的和中等的SNR的情况下，所述被修改的传输系统基本系统比所述基本系统提高10％到100％甚至更高。
在M和m的一般的实例中，被修改的基本系统的发射机12在图7中被显示。这个发射机12利用在图3中被显示的MPC解码器30。被修改的基本系统的接收机16在图8中被表示。被修改的接收机16与基本系统的接收机16(在图6中被显示的)的不同之处在于MPC解码器80以及与不同层的FEC解码器46、52、76、128相关的链路。值得提及FEC结构应该适合于利用已知比特的知识。尽管特定的FEC码的设计超出本发明的范围，但是用于FEC选择的一些有希望的选项已经在上面给出。
在剩余部分中，我们给出一种稍微复杂的MPC编码的例子，用于M＝m＝3的MIMO传输系统。在不相关的瑞利衰落的假设下，我们已经计算了在大范围SNR和中断率10％和1％的情况下，在不同层可达到的中断SINR，每层的相应的中断吞吐量以及所述基本(标准)和被修改的系统的中断总吞吐量，见图12-14。和前面一样，我们选择8分贝的SNR，10％中断率以及每块的N＝100信道使用。图12显示在中断率10％(左框)和1％(右框)，3个发送天线，3个接收天线的情况下，每层/级的中断SINR与每个接收天线的总SNR的关系曲线。图13显示在中断率10％(左框)和1％(右框)、3个发送天线、3个接收天线的情况下，每层/级的中断吞吐量与每个接收天线的总SNR的关系曲线。图14显示在中断率10％(左框)和1％(右框)、3个发送天线、3个接收天线的情况下，所述标准和所述被修改的系统的总中断吞吐量与每个接收天线的总SNR的关系曲线。
首先，我们必须找到最大吞吐量组C1，C2，C3，它借助约束(4)传递最大总吞吐量C∑。根据图13，我们具有C1≈1.51，C2≈1.33，C3≈0.95。注意，(4)满足C1＝C1，C2＝C2和C3＝C3。发射机12根据图5利用在图3中被描述的编码器30操作。用户比特的总数是N(C1+C2+C3)＝151+133+95＝379。这些379个用户比特被划分成大小为N(C1-C2)＝18、N2(C2-C3)＝2.38＝76和N3C3＝33.95＝285的m＝3个子组。如在图3中被描述的，输出块的各自的大小为，N(C1-C2)＝18，N(C2-C3)＝38和NC3＝95。最后，在MPC编码器30中被使用的MDS码通过具有在(6)中规定的相应的生成矩阵的(3，1，1)和(3，2，1)码被给出。
接收机16如在图8中被描述的那样操作。与图6中基本系统的接收机16的区别在于MPC解码器块80及其到不同解码级的链路。这个MPC解码器80类似于在前面的例子中的MPC解码器80操作。它保持规定MDS码的解码。首先，我们注意，在(6)中定义的(3，1，1)MDS码是比率(1/3)重复码。因此，所述解码过程包括将所述解码器的输入复制到它的输出。让我们考虑用于(3，2，1)码的解码过程。首先，我们针对硬判决解码。如上面提及的，一种穷举搜索能够被使用。为了描述所述搜索算法，我们用b1，b2表示(3，2，1)MDS码的一对输入，用c1c2，c3表示(3，2，1)MDS码相应的输出。根据图4的描述，所述解码器的任务是发现输入比特b1，b2和提供一对输出cπ[1]，cπ[2]的情况下的输出比特cπ[3]。对于在(6)中被定义的(3，2，1)MDS码，所述搜索根据在图15和图16中显示的查找表被执行。
最后，我们考虑软判决解码。让我们定义与所述输入比特对b1，b2相联系的一对实际估价度量标准I1，I2，以及与输出比特c1c2，c3相联系的三个输出度量标准O1，O2，O3。所述解码器的任务是计算输入度量标准I1，I2和给定一对输出度量标准Oπ[1]，Oπ[2]的输出度量标准Oπ[3]。按照惯例，比特度量标准被定义为对数似然比率(LLR)。LLR值通常通过最大的后验概率(MAP)算法或者通过众所周知的它的简化的版本Max-Log-MAP被计算。适用于在(6)中的(3，2，1)MDS码的相应的计算规则在图17和图18中分别被规定。
值得注意，计算LLR的精确的表达式取决于所述代码结构并且应该被从用于每个特殊的代码的MAP或Max-Log-MAP计算的一般规则导出。
本发明的范围未被限于被明确揭示的实施方案。本发明体现在每个新特征和特征的每个组合中。任何参考符号不限制权利要求书的范围。词“包括”不排除存在权利要求书中列出的以外的其它元件或步骤。在一个元件前使用的词“a(一个)”或“an(一个)”不排除存在多个这样的元件。
权利要求
1.一种用于通过多个子信道将信息信号从发射机发送到接收机的传输系统，所述发射机包括-一个根据被所述接收机排序的子信道的吞吐量将所述信息信号多路分解成多个信息子信号的多路分解器；-一个编码器，用于将所述信息子信号的输入符号编码成输出符号，这样，第k个信息子信号的k个输入符号利用k×m代码被编码成m个输出符号，1≤k≤m，所述代码具有下列性质-所有k个输入符号和所有m-k个其它输出符号根据任何k个输出符号可确定，并且-没有m-l个其它输入符号可根据任何l个输出符号确定，l＜k；-一个用于将所述输出符号多路复用成输出信息子信号的多路复用器；-一个用于将所述输出信息子信号信道编码成编码的信息子信号的信道编码器；-以及用于通过所述子信道之一发送每个编码的信息子信号到所述接收机的装置；所述接收机包括-用于接收所述编码的信息子信号的装置；-一个信道解码器，用于通过并入已经信道解码的信息子信号的解码信息而将所述被接收的编码的信息子信号连续地信道解码成信道解码的信息子信号；-一个用于将所述信道解码的信息子信号多路分解成信道解码的符号的多路分解器；-一个解码器，用于将所述信道解码的符号解码成解码的输出符号，并且用于将关于所述解码的输出符号的解码信息提供给所述信道解码器；-一个另外的多路复用器，用于将所述解码的输出符号多路复用成输出信息信号。
2.根据权利要求1中所述的传输系统，其中，所述代码是一种最大距离可分(MDS)码。
3.根据权利要求1或2中所述的传输系统，其中，所述发射机还包括一个被耦合在所述多路复用器和所述信道编码器之间的数字复用器，所述数字复用器被安排用来交错所述输出信息子信号，其中所述信道编码器被安排用来将所述交错的输出信息子信号编码成编码的信息子信号。
4.根据权利要求1到3任何之一中所述的传输系统，其中，所述信道解码器被安排通过并入最近信道解码的信息子信号的解码信息来解码被接收的编码的信息子信号。
5.根据权利要求1到4任何之一中所述的传输系统，其中，所述传输系统是一种二进制传输系统，并且其中所述信息子信号包括不同路由选择的二进制信号。
6.根据权利要求1到4任何之一中所述的传输系统，其中，所述传输系统是一种无线传输系统，并且其中所述发射机包括多个发送天线，其中每个信道编码的信息子信号通过所述发送天线之一被传输到接收机，并且其中所述接收机包括多个用于接收编码的信息子信号的接收天线。
7.一种用于通过多个子信道将信息信号发送到接收机的发射机，所述发射机包括-一个根据被所述接收机排序的子信道的吞吐量将所述信息信号多路分解成多个信息子信号的多路分解器；-一个编码器，用于将所述信息子信号的输入符号编码成输出符号，使得第k个信息子信号的k个输入符号被用k×m代码被编码成m个输出符号，1≤k≤m，所述代码具有下列性质-所有k输入符号和所有m-k个其它输出符号根据任何k个输出符号可确定，并且-没有m-l个其它输入符号可根据任何l个输出符号确定，l＜k；-一个用于将所述输出符号多路复用成输出信息子信号的多路复用器；-一个用于将所述输出信息子信号信道编码成编码的信息子信号的信道编码器；以及-用于通过所述子信道之一发送每个编码的信息子信号到所述接收机的装置。
8.根据权利要求7中所述的发射机，其中，所述代码是一种最大距离可分(MDS)码。
9.根据权利要求7或8中所述的传输系统，其中，所述发射机还包括一个被耦合在所述多路复用器和所述信道编码器之间的数字复用器，所述数字复用器被安排用于交错所述输出信息子信号，其中所述信道编码器被安排用于将所述交错的输出信息子信号编码成编码的信息子信号。
10.根据权利要求7到9任何之一中所述的传输系统，其中，所述发射机包括多个发送天线，并且其中每个信道编码的信息子信号通过所述发送天线之一被发送到接收机。
11.一种用于通过多个子信道从发射机接收编码的信息子信号的接收机，所述编码的信息子信号利用k×m代码被编码，所述代码具有下列性质-k个输入符号被编码成m个输出符号，1≤k≤m，-所有k个输入符号和所有m-k个其它输出符号根据任何k个输出符号可确定，并且-没有m-l个其它输入符号可根据任何l个输出符号确定，l＜k；所述接收机包括-用于接收所述编码的信息子信号的装置；-一个信道解码器，用于通过并入已经信道解码的信息子信号的解码信息将所述被接收的编码的信息子信号连续地信道解码成信道解码的信息子信号；-一个用于将所述信道解码的信息子信号多路分解成信道解码的符号的多路分解器；-一个解码器，用于将所述信道解码的符号解码成解码的输出符号，并且用于将关于所述解码的输出符号的解码信息提供给所述信道解码器；-一个用于将所述解码的输出符号多路复用成输出信息信号的多路复用器。
12.根据权利要求11中所述的接收机，其中，所述代码是一种最大距离可分(MDS)码。
13.根据权利要求11或12中所述的接收机，其中，所述信道解码器被安排通过并入最近信道解码的信息子信号的解码信息来解码被接收的编码的信息子信号。
14.根据权利要求11到13任何之一中所述的接收机，其中，所述接收机包括多个用于接收编码的信息子信号的接收天线。
15.一种通过多个子信道将信息信号发送到接收机的方法，所述方法包括-根据被所述接收机排序的子信道的吞吐量，将所述信息信号多路分解成多个信息子信号；-将所述信息子信号的输入符号编码成输出符号，使得第k个信息子信号的k个输入符号利用k×m代码被编码成m个输出符号，1≤k≤m，所述代码具有下列性质-所有k个输入符号和所有m-k个其它输出符号根据任何k个输出符号可确定，并且-没有m-l个其它输入符号可根据任何l个输出符号确定，l＜k；-将所述输出符号多路复用成输出信息子信号；-将所述输出信息子信号信道编码成编码的信息子信号；-通过所述子信道之一发送每个编码的信息子信号到所述接收机。
16.根据权利要求15中所述的传输方法，其中，所述代码是一种最大距离可分(MDS)码。
17.一种用于通过多个子信道从发射机接收编码的信息子信号的方法，所述编码的信息子信号利用k×m代码被编码，所述代码具有下列性质-k个输入符号被编码成m个输出符号，1≤k≤m，-所有k个输入符号和所有m-k个其它输出符号根据任何k个输出符号可确定，并且-没有m-l个其它输入符号可根据任何l个输出符号确定，l＜k；所述方法包括-接收所述编码的信息子信号；-通过并入已经信道解码的信息子信号的解码信息而将所述被接收的编码的信息子信号连续地信道解码成信道解码的信息子信号；-将所述信道解码的信息子信号多路分解成信道解码的符号；-将所述信道解码的符号解码成解码的输出符号，并且将关于所述解码的输出符号的解码信息提供给所述信道解码器；-将所述解码的输出符号多路复用成输出信息信号。
全文摘要
被描述的是一种用于通过多个子信道将信息信号(21)从发射机(12)传输到接收机(16)的传输系统(10)。发射机(12)首先将所述信息信号(21)多路分解成多个信息子信号(33)。下一步，根据具有某些性质的代码，例如，最大距离可分(MDS)码，所述信息子信号(33)被编码，并且被多路复用。最后，产生的子信号(31)被信道编码并且被传输到接收机(16)。接收机(16)包括信道解码器(46，52，76，128)，用于通过引入已经信道解码的信息子信号的解码信息(83，87，91)连续地信道解码所述被接收的子信号。下一步，产生的子信号根据所述代码被多路分解、解码，并且被多路复用成输出信号。所述代码使输入符号能够被编码成输出符号，这样第k个信息子信号的k个输入符号根据k×m码被编码成m个输出符号，1≤k≤m，所述代码具有下列性质全部k个输入符号和全部m－k个其它输出符号根据任何k个输出符号是可确定的，并且没有m－1个其它输出符号根据任何l个输出符号是可确定的，l＜k。
文档编号H04L1/06GK1685650SQ03823284
公开日2005年10月19日 申请日期2003年8月8日 优先权日2002年9月30日
发明者A·戈洛克霍夫, F·M·J·威廉斯 申请人:皇家飞利浦电子股份有限公司