CN1268063C - 在通信***中生成代码的设备和方法 - Google Patents

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Abstract

本发明公开了一种在通信***中生成QCTC的设备和方法。提供了根据QCTC发送通过子代码率确定的子代码的方法。该方法包括把QCTC的长度N分成预定个数的段，确定与分段相对应的SPID，和指定为子代码的初始发送分配的SIPD之一；计算由N-Fs表示的其余码元的个数，其中，N是QCTC的长度，和Fs是QCTC的子代码的起始码元位置；通过将其余码元的个数与子代码的长度相比较，确定子代码的最后码元位置；和依次发送子代码从起始码元位置Fs到最后码元位置Ls的码元。

Description

在通信***中生成代码的设备和方法
技术领域
本发明一般涉及数据通信***中的代码生成，尤其涉及在分组通信***或应用重新发送方案的一般通信***中，在考虑了特播码(turbo code)的特性之后生成互补特播码的设备和方法。
背景技术
一般说来，利用IR(增量冗余)的ARQ(自动重复请求)***分为HARQ(混合自动重复请求)II型***和HARQ III型***。HARQ II型***在每次发送时支持高于1.0的代码率，并且根据信道状况可变地控制发送冗余量。这里，代码率R高于1.0意味着代码码元(symbol)的个数小于信息码元的个数。HARQ II型***将以前接收的冗余与当前接收的冗余组合在一起，生成新的低代码率码字，并且重复这个过程。但是，HARQ III型***被设计成使每次发送或重新发送时使用的代码的代码率R小于1.0。这使得当由于差的信道状况或检测错误而在发送期间许多分组丢失时，可以只利用新接收的代码进行解码。当以代码率R接收的所有代码可以被独立解码时，称这些代码为“可自解码代码(SDC)”。
利用特播码的HARQ II型或HARQ III型***使用准互补特播码(QCTC)，以便使代码组合的性能达到最大。图1显示了生成QCTC的设备的方块图。
参照图1，编码器301通过编码输入编码器分组生成编码码元。编码器301使用具有R＝1/5或任何其它代码率的母代码。母代码由正在使用的***来确定。例如，具有R＝1/5的特播码在这里用作母代码。多路分用器(DEMUX)302把从编码器301接收的代码码元分组成信息码元X(303)、奇偶校验码元Y0(313)、奇偶校验码元Y1(323)、奇偶校验码元Y0′(333)、和奇偶校验码元Y1′(343)，并且把5个码元组分别输出到相应的子块交织器304、314、324、334、和344。子块交织器304、314、324、334、和344通过子块交织，随机置换从多路分用器302输出的序列，并输出置换的码元。通过子块交织随机化的码字码元被施加到相应的块。把从第一交织器304输出的交织编码码元X(306)直接施加到序列(或码元)链接器307的输入端。把从第二和第三交织器314和324输出的交织奇偶校验码元Y0和Y1输入到第一多路复用器(MUX)305，和把从第四和第五交织器334和344输出的交织奇偶校验码元Y0′和Y1′输入到第二多路复用器MUX 315。第一MUX 305多路复用交织奇偶校验码元Y0和Y1，并且把输出(316)馈送到序列链接器307。第二MUX 315多路复用交织奇偶校验码元Y0′和Y1′，并且把输出(326)馈送到序列链接器307。也就是说，从编码器301接收的编码码元被分成三个分组，即，从交织器304输出的交织码字码元、由第一MUX 305重新排列的奇偶校验码元Y0和Y1、和由第二MUX 315重新排列的奇偶校验码元Y0′和Y1′。接着，序列(或码元)链接器307通过依次链接子块交织的信息码元序列A、和多路复用奇偶校验码元序列B和C，生成一个码元序列[A:B:C]。序列(或码元)重复器308根据预置规则，对来自序列链接器307的码元进行码元重复。码元收缩器(或子代码Cij发生器)309通过根据预置规则，收缩来自链接序列重复器308的码元，生成子代码(即，QCTC)。下面详细描述码元收缩器309的操作。由子代码发生器309进行的子代码生成操作公开在由本申请人以前提出的、名称为“在通信***中生成代码的设备和方法(Apparatus and Method forGenerating Codes in a Communication System)”的韩国专利申请第2001-7357号，把这个专利申请的内容插在这里，以供参考。
假设子代码的发送从时刻k开始，在时刻(k+h)发送的子代码被表示成Cij(k+h)，和图1中具有R＝1/5的母代码的编码码元被定义成Cm(0)，Cm(1)，...，Cm(N-1)。由于母代码率是1/5，编码码元的个数N被定义为N＝N_INF×5。这里，N_INF表示交织子块的长度，或信息码元的个数。
步骤1：确定初始子代码的长度
对于初始发送根据给定代码率选择可用QCTC的第一子代码C00，C10，C20之一Ci0，并且把所选子代码Ci0的长度存储成变量L_SC。在基于包括发送信道状况和输入数据速率的信道环境的***中，子代码的代码率或长度L_SC是预定的。为了更好地理解本发明，下面针对图3所示的三个QCTC的情况加以描述，但是，子代码的个数不局限于此。
步骤2：选择和发送用于初始发送的子代码
在确定了要发送的子代码的长度之后，在母代码的编码码元中选择编码码元Cm(0)，Cm(1)，...，Cm(L_SC-1)。如果L_SC超过N，那么，发送Cm(0)，Cm(1)，...，Cm(L_SC-1)P次，然后，发送Cm(0)，Cm(1)，...，Cm(q-1)。这里，P和q分别是L_SC/N的商和余数，并且，P和q是通过L_SC mod N计算的。然后，为下一次发送存储变量q，供检测与交织码元块有关的前一次发送子代码的最后一个码元的位置之用。
步骤3：确定用于下一次发送的子代码的起始位置和子代码的长度
为了下一次发送，根据信道环境确定要发送的新子代码的代码率R_SC，和根据确定的代码率确定子代码的长度L_SC。长度L_SC和代码率R_SC存在如下关系：
L_SC＝L_INF×(1/R_SC)...                       ......(1)
为了每一次发送，高层***把子代码长度L_SC和子代码代码率R_SC发送给码元收缩器309。
步骤4：选择和确定用于下一次发送的子代码
在确定了要发送的子代码的长度L_SC之后，从母代码的代码码元中选择Cm(q)，Cm(q+1)，...，Cm(q+L_SC-1)代码码元。换句话说，从接在为前一次发送选择的最后一个码元的码元开始，从母代码编码码元中选择子代码长度那么多的码元。如果q+L_SC超过N，那么，循环选择从Cm(q)开始的N个编码码元，发送P次，然后，依次发送其余q个编码码元。这里，P和q分别是(q+L_SC)/N的商和余数，并且，通过(q+L_SC)mod N计算P和q。然后，为下一次发送存储变量q，供检测与交织码元块有关的前一次发送子代码的最后一个码元的位置之用。在发送生成的子代码之后，过程返回到步骤3。
QCTC的子代码选择方法被详细显示在，例如，图1的下半部中。参照图1，在情况1中，首先发送代码率为1/7的低代码率子代码，和在情况2中，首先发送代码率为4/7的高代码率子代码。从这些情况中可以看出，重复含有N个码字码元的码字P次，并且，在每次发送时，在基于子代码的长度(或代码率)的适当尺寸依次分段重复的码字码元。在实际实施方案中，缓冲器不用于存储P个码字，而是单个循环缓冲器用于存储N个码字码元，从而使得可以通过连续反馈启用反复发送。另外，只要可以存储N个软量度，用于存储接收码字和链接存储码字的任何接收缓冲器都可用作接收器。
如上所述，与最后步骤相对应的子代码Cij发生器以基于子代码代码率Rs＝R_SC的任意长度，分段在前面步骤中根据特定规则重新排列的、具有R＝1/5的编码码元。
这里，如果分段的起点Fs是‘0’，那么，基于各种子代码代码率的分段方法如图2所示。参照图1和2，如果给出要根据相应子代码的代码率分段的子代码的长度，那么，QCTC发生器(图1)分段具有R＝1/5的重新安排码字序列的相应长度那么多的码字码元。这里，分段分为两种不同方法。第一种方法是应用可变起点Fs。也就是说，首先发送的子代码从Fs＝0开始，和后续子代码的起点Fs被确定成从前一个子代码的最后一个码元位置开始的第(Ls+1)码元位置。换句话说，所有子代码被分段成在重复序列中连续地链接具有R＝1/5的重新排列码字。将此称为顺序起点模式(SSPM)。第二种方法是应用固定起点Fs。也就是说，首先发送的子代码从Fs＝0开始，并且，随后的子代码从预定起点Fs开始。因此，不是所有的子代码在具有R＝1/5的重新安排码字重复的序列中，都可以顺序链接的，和以可以根据子代码代码率重叠码字码元的形式分段的。将此称为固定起点模式(FSPM)。
在QCTC的应用中，就使解码性能达到最大而言，SSPM成为最佳方案，并且，即使考虑了IR，也可以使代码组合增益达到最大。但是，如果子代码的代码率接近1.0，那么，存在着除了初始子代码之外的其它子代码将非人所愿地变成非可自解码代码(NSDC)的可能性。如前所述，假设HARQ II型和HARQ III型都适用于SSPM。如果所有发送子代码的代码率都小于1.0，那么，应用HARQ III型，而如果一部分子代码的代码率大于1.0，那么，应用HARQ II型。
当前提出的***应用所有子代码的代码率都小于1.0的HARQ III型意味着接收器通过依次地代码组合所有接收子代码进行解码。并且，在SSPM中，在发送器与接收器之间不交换冗余型式(RV(redundancy version))。这是因为在SSPM中没有必要在发送器和接收器之间交换冗余型式。
但是，当在非常差的信道环境中，一些子代码丢失时，为了继续进行代码组合，可能会发生等待丢失子代码的现象。因此，在这种情况下，像在提供RV的HARQ III型中那样，需要能够独立解码各个子代码的可自解码代码(SDC)。这意味着以每次子代码率发送时，发送独立的RV。由于这个原因，建议的方案是FSPM。在这种情况下，传统使用的2-位SPID(子分组标识符)与RV指示符一起使用，因此，在每次子代码发送时，可以独立地发送4种类型的RV或起点(Fs)。同时，由于发生码元重叠，就使解码性能达到最大而言，FSPM不能变成最佳方案。并且，即使考虑了IR，FSPM也不能使代码组合增益达到最大。
因此，在本发明的如下描述中，将首先分析SSPM和FSPM之间的差异，然后，分析各种方案的优缺点。此后，将证明SSPM优于FSPM。于是，本发明将提供能够使FSPM具有与SSPM相同性能的方法。具体地说，本发明将显示由于码元重叠和码元收缩，FSPM存在性能变差问题，并且提供自适应SPID选择方案，作为对这个问题的解决方案。
发明内容
因此，本发明的一个目的是提供一种当以SSPM或FSPM模式生成QCTC时，使子代码中码元重叠和码元收缩达到最小的设备和方法。
本发明的另一个目的是提供一种当在以SSPM或FSPM模式生成QCTC中，利用SPID指定起点时，使子代码中码元重叠和码元收缩达到最小的SPID选择设备和方法。
根据本发明的第一方面，提供了根据从接收信息流和以代码率运行的特播编码器生成的QCTC得出的信道环境，发送通过与特播编码器的代码率相同或不同的子代码率确定的子代码的方法。该方法包括把QCTC的长度N分成预定个数的段，确定与分段相对应的SPID(子代码分组标识符)，和指定为子代码的初始发送分配的SIPD之一；计算由N-Fs表示的其余码元的个数，其中，N是QCTC的长度，和Fs是QCTC的子代码的起始码元位置；通过将其余码元的个数与子代码的长度相比较，确定子代码的最后码元位置；和依次发送子代码从起始码元位置Fs到最后码元位置Ls的码元。
为了响应发送子代码的重新发送请求，最好把除了指定SPID之外的SPID中与最后码元位置Ls最接近的SPID选作重新发送子代码的起始码元位置。
根据本发明的第二方面，提供了根据从接收信息流和以代码率运行的特播编码器生成的QCTC得出的信道环境，发送通过与特播编码器的代码率相同或不同的子代码率确定的子代码的方法。该方法包括计算由N-Fs表示的其余码元的个数，其中，N是QCTC的码字长度，和Fs是QCTC的子代码的起始码元位置；通过将其余码元的个数与子代码的长度相比较，确定子代码的最后码元位置；和依次发送子代码从起始码元位置Fs到最后码元位置Ls的码元。
附图说明
通过结合附图，进行如下详细描述，本发明的上面和其它目的、特征和优点将更加清楚，在附图中：
图1显示了本发明所应用的准互补特播码(QCTC)生成设备的方块图；
图2显示了通过图1所述的QCTC生成设备，利用具有母代码率R＝1/5的特播编码器生成子代码的操作；
图3显示了通过图1所述的QCTC生成设备，以FSPM(固定开始点模式)模式生成子代码的操作；
图4显示了通过图1所述的QCTC生成设备，以FSPM模式生成子代码的操作；
图5显示了用于利用具有母代码率R＝1/5的特播编码器生成子代码的、图1所述的QCTC生成设备的详细硬件结构；
图6是说明当图1所示的QCTC生成设备以FSPM模式生成子代码时发生的码元重叠现象的图形；
图7显示了当图1所示的QCTC生成设备以SSPM模式和FSPM模式运行时在接收器上的解码性能；
图8显示了接收器从地址生成点开始解码由图1所示的QCTC生成设备生成的子代码的操作；
图9显示了接收器解码由图1所示的QCTC生成设备生成的子代码的操作；
图10显示了根据本发明第一实施例的SPID选择过程；
图11显示了根据本发明第二实施例以FSPM模式生成子代码的过程；
图12显示了根据本发明第二实施例的SPID选择过程；
图13显示了根据本发明第三实施例以FSPM模式生成子代码的过程；
图14显示了根据本发明第三实施例的SPID选择过程；
图15显示了根据本发明实施例以SSPM(顺序起点模式)模式生成子代码的过程；
图16显示了根据本发明第四实施例的SPID选择过程(第二实施例的变型)；和
图17显示了根据本发明第五实施例的SPID选择过程(第三实施例的变型)。
具体实施方式
下文参照附图描述本发明的优选实施例。在如下的描述中，对那些众所周知的功能或结构将不作详细描述，否则的话，本发明的重点将不突出。
在如下的描述中，本发明将应用于图1所示的QCTC(或子代码)生成设备，并且提供根据从利用接收信息流和具有给定代码率的特播编码器生成的QCTC中得出的信道环境，发送通过与特播编码器的代码率相同或不同的子代码率确定的子码字的方法。应用了本发明实施例的子代码生成设备可以以如上所述的SSPM或FSPM生成子码字。在这里，本发明的实施例将分为以SSPM生成子代码的操作(图15)和以FSPM生成子代码的操作，以便解决SSPM的问题(参见图10到14，和图16和17)。根据本发明选择SPID和以FSPM生成子代码的操作可以分为第一实施例(图10)、第二实施例(图11和12)、第三实施例(图13和14)、第四实施例(图16)、和第五实施例(图17)。
A.固定起点QCTC分析
固定起点模式(FSPM)
下面介绍当以FSPM生成QCTC时出现的问题。FSPM是通过把各个子代码的代码码元的初始位置修改成称为SPID的、发送冗余型式的2-位消息，确定具有相同子分组长度的4种可用模式，然后，使4个可用子代码能够变成可自解码代码(SDC)的发送方案。如果子代码具有不同的子分组长度或代码率，那么，对于2个SPID位，可以有更多的冗余型式。当然，SPID位数不限于此。这里假设SPID位为，例如，2个位。原来与QCTC无关地提出来的这个方案被构造成利用随机交织器均匀地分配具有R＝1/5的编码码元，提供4个起点，然后根据SPID确定各个起点的位置。这里，子代码的代码率可以具有如图3所示的任意值。
参照图3，特播编码器401以代码率R＝1/5特播编码具有长度L(L＝4a)的输入信息，和输出具有长度N(N＝5L＝20a)的码字。随机交织器402随机地交织来自特播编码器401的码字(或编码码元)。子代码形成部分403根据从事先来自随机交织器402的交织码字中确定的4个起点生成子代码。如图所示，起点被确定为通过将具有长度N的码字分成4个相等的部分获得的位置。
图4显示了利用母代码率R＝1/5，以FSPM方案生成具有R＝2/3的子代码的设备的方块图。参照图4，特播编码器401以代码率R＝1/5特播编码具有长度L(L＝4a)的输入信息，和输出具有长度N(N＝5L＝20a)的码字。随机交织器402随机地交织来自特播编码器401的码字(或编码码元)。子代码形成部分403根据事先从来自随机交织器402的交织码字中确定的4个起点生成子代码。如图所示，起点被确定为通过将具有长度N的码字分成4个相等的部分获得的位置，和每个子代码是含有6a个编码码元、具有R＝2/5的码字。
图5显示了含有具有母代码率R＝1/5的特播编码器的、用于生成具有R＝2/3的子代码的设备。参照图5，标号501到503对应于特播编码器。第一分编码器(ENC1)502编码具有长度L(＝4a)的输入信息位X，输出奇偶校验码元Y0(L个位)和Y0′(L个位)。交织器(T1)501根据预置规则交织输入信息位。第二分编码器(ENC2)503编码来自交织器501的交织码元，输出奇偶校验码元Y1(L个位)和Y1′(L个位)。码元选择器(或码元收缩器)504根据预置规则，对输入信息位X(L个位)、和奇偶校验码元Y0和Y1、和Y0′和Y1′进行收缩，输出具有代码率R＝2/3的子代码。
以FSPM解码
FSPM存在如下解码问题。首先，如图3所示，当子代码的代码率高于0.8时，在SC00中，存在丢失(即，未使用)的编码码元。其次，如图4所示，当子代码的代码率小于0.8时，在子代码SC00、SC01、和SC10中，存在重叠编码码元。这种关系显示在图6中。如图所示，当子代码的代码率小于0.8时，在子代码SC01和子代码SC10之间存在许多重叠的编码码元。
例如，如果最大子代码率Rs是0.8(＝4/5)，那么，不存在由第一个问题引起的丢失码元。也就是说，在所有情况下，都不存在丢失码元。反之，如果最大子代码率Rs非常小，那么，在子代码之间存在许多重叠的编码码元，这意味着解码器在解码之前进行软码元组合。为了保证特播解码器的性能，编码码元的平均能量Es应该是均匀的(均匀特性)，并且，当Es不均匀时，需要规则形式的周期模式(周期特性)。但是，重叠码元的增加使得难以保证重叠码元的特性，使解码性能变差。换句话说，就平均能量Es而言，SSPM具有比FSPM更均匀的特性。
图7显示了用在接收器中的SSPM(情况A)和FSPM(情况B)之间的差异。在图7中，码字重复或序列重复是2。在情况A中，顺序起点显示出这样的能量(Es)分布。那就是，如果接收器进行软码元组合，那么，平均能量Es加倍。可选地，一个部分变成三倍，而另一个部分加倍。但是，在情况B中，固定起点不是显示出这样的能量分布，而是显示出码元之间的能量差可以改变多达9dB。在接收器中组合的码元能量的非均匀分布对解码性能具有直接效应，使平均性能变差。但是，在SSPM中，在整个编码码元上均匀分布着与序列重复因子一样多的Es增量，和只有其它重复码元具有比Es高+3dB的能量，这个能量也均匀分布在码字中。也就是说，SSPM通过相同的序列重复，保证了最佳性能。这个原因将参照图8加以描述。
参照图8，接收器使用N个缓冲器(或N×Q-位缓冲器)。缓冲器可以用循环缓冲器来实现。可选地，可以把缓冲器的存储空间设计成使具有固定尺寸的缓冲器地址发生器可以生成循环地址。如图8所示，对于C00，接收器从起始地址ADDR0开始，存储N个码元，并且，从那个位置开始，把6144(21504-15360)个码元存储在缓冲器中。由于这是存储前面N个码元之后的码元的步骤，接收器以上述方式将当前存储的码元与以前存储的码元软组合，并且存储软组合的码元。这里，软组合结束的地址被称为“ADDR A”。接着，当以相同方式接收到C10时，接收器在从“ADDR A”开始前进10752个码元的同时，把接收码元存储在缓冲器中。由于这也是存储前面N个码元之后的码元的步骤，接收器以上述方式将当前存储的码元与以前存储的码元软组合，并且存储软组合的码元。这里，软组合结束的地址被称为“ADDR B”。接着，当以相同方式接收到C20时，接收器在从“ADDR B”开始前进5376个码元的同时，把接收码元存储在缓冲器中。这里，软组合结束的地址被称为“ADDR C”。接着，当以相同方式接收到C21时，接收器在从“ADDR C”开始前进5376个码元的同时，把接收码元存储在缓冲器中。这里，软组合结束的地址被称为“ADDR D”。接收器通过以上述方式对通过一个编码分组发送的子代码连续进行软组合，最后生成总共N个码字码元的软量度。此外，这种方法也可以被认为是在发送器中为QCTC实现子代码生成方案的方法。总而言之，这种方法与实现确定初始子代码的长度的步骤1、为初始发送选择和发送子代码的步骤2、为下一次发送确定子代码的起点和子代码的长度的步骤3、和为下一次发送选择和发送子代码的步骤4的方法相同。因此，接收器在利用循环缓冲方法，根据发送器发送的子代码类型信息，均等地把子代码映射成具有R＝1/5的码字的同时，可以进行软组合。由于存储在循环缓冲器中的接收码元是有规则地积累的，顺序起点具有如结合图7所述的均匀组合的Es。
图9显示了根据本1发明以SSPM进行解码的方案的方块图。如图所示，假设到目前为止发送器发送的子代码是C00、C10、C20和C21。也就是说，C00代表含有21504个码字码元的发送子代码，C10代表含有10752个码字码元的发送子代码，和C20和C21代表每个含有5376个码字码元的发送子代码。因此，直到现在为止，接收器总共发送了4个子代码，所有这些是作为具有不同子代码率的子代码，通过一个信息块的编码分组(例如，在这里3072个位供它使用)发送的。因此，接收器通过以上述方式软组合子代码，生成N个码字的软量度。接收器通过重新排列4个子代码，进行软组合，以便使具有R＝1/5的码字的15360(＝3072×5)个码字码元的位置应该与各个子代码的码字码元的位置相同。由于子代码C00的长度21504大于N，接收器排列15360个码元，然后，像在序列重复方法中那样，从头开始依次排列其它6144(＝21504-15360)个码字码元，并且对排列的码字码元进行软码元组合。同样，由于C10是在C00之后发送的，接收器也在C00的末端之后存储C10，然后，对它们进行软码元组合。同样，由于C20和C21是在C10之后发送的，接收器也在C10的末端之后存储C20和C21，然后，对存储的子代码进行软码元组合。
B.实施例
SSPM发送
图15显示了根据本发明实施例的与SSPM有关的发送算法。在图15中，Lsc代表子分组的长度，N代表由具有代码率R的特播编码器编码的码字码元的个数，Fs代表每个子分组的起始码元位置(或起点)，和Ls代表最后码元位置(或终点)。并且，NRES代表通过给定公式计算的变量。在如下的算法中，‘[x]’代表小于给定值‘x’的最大整数。另外，NCR代表由N个码元组成的整个码字的重复频率。
参照图15，在步骤1501中，对于新的编码器分组，子代码发生器把起点Fs重置成零(0)。如果存在以前发送的子代码，子代码发生器就把从以前发送的子分组中确定的Ls作为Fs。此后，在步骤1503中，子代码发生器通过从码字码元的个数N中减去确定的起点Fs，计算其余码元的个数NRES。子代码发生器在步骤1505中确定计算的其余码元个数NRES是否大于等于当前发送子代码(或子分组)的长度Lsc。如果其余码元的个数NRES大于等于子代码的长度Lsc，那么，在步骤1507中，子代码发生器就把子代码的终点Ls更新成‘Fs+Lsc-1’。此后，在步骤1509中，子代码发生器依次发送从确定的起点Fs到确定的终点Ls的编码码元。但是，如果其余码元的个数NRES小于子代码的长度Lsc，那么，如方程(2)和(3)所示的那样，子代码发生器在步骤1511和1513中，确定如下的子代码的终点Ls：
NCR＝[(Lsc-NRES)/N]                        ...(2)
Ls＝(Lsc-NRES)-N×NCR-1                    ...(3)
在步骤1507或1513之后，子代码发生器在步骤1509中，依次发送从起点Fs到第(N-1)码元点的码元。接着，子代码发生器为了发送重复所有N个码元多达NCR次。最后，子代码发生器发送从第0码元位置到第Ls码元位置的码元，然后，转到步骤1515。在发送了与子代码相对应的码元之后，子代码发生器在步骤1515中把起点Fs更新成‘(Ls+1)mod N’。子代码发生器在步骤1517中确定是否请求下一个子分组(或重新发送)。如果请求了下一个子分组的发送，子代码发生器就返回到步骤1503，重复上述步骤。否则，子代码发生器返回到步骤1501。
如上所述，FSPM的缺点在于，存在着许多重叠码元，并且重叠码元使解码器的性能下降。因此，需要一种使重叠码元的个数达到最小的方法。
FSPM发送的第一实施例
在FSPM中，必须依次或以预定顺序发送SPID。这样就提高了前置码的检错能力和降低了假报警率(FAR)。也就是说，必须依次发送SPID。如果不规则地发送SPID，那么，不使用CRC(循环冗余校验码)就不可能检测到SPID的错误。下面给出两个例子。在情况2中，无法检测到SPID的错误，因此，应该依赖于在包括SPID的整个发送前置码上的检错。因此，如果假设利用前向辅助分组数据控制信道(F-SPDCCH)的***不使用CRC地发送SPID，那么，必须依次或以预定顺序指定SPID。
情况1)顺序SPID：0→1→2→3→0→1→2→3→0...
情况2)随机SPID：0→3→1→2→1→0→3→2→1...
在指定情况1和情况2时，重点放在检错上，而不是放在码元重叠问题上。
图10显示了根据本发明第一实施例的SPID选择过程。在图10中，P代表指定给SPID的位数，和M代表用P个位表示的最大整数。也就是说，如果P＝2，那么，M＝4。并且，N代表用母代码编码的编码码元的个数。例如，当代码率是R＝1/5和输入信息的长度是100时，用母代码编码的编码码元的个数变成N＝L/R＝500。另外，Lsc代表子分组的长度，Fs代表每个子分组的起始码元位置(或起点)，和Ls代表每个子分组的最后码元位置(或终点)。NRES代表通过给定公式计算的变量。在如下的算法中，‘[x]’代表小于给定值‘x’的最大整数。NCR代表由N个码元组成的整个码字的重复频率。这个过程是由图1所示的QCTC生成设备中的子代码发生器完成的。
参照图10，在步骤1001中，对于新的编码器分组(EP)，子代码发生器把SPID初始化成零(0)。并且，子代码发生器还初始化子代码的起点Fs和终点Ls。SPID与起点Fs存在如下关系：
SPID＝1：(N/M)
SPID＝2：(2N/M)
SPID＝3：(3N/M)
      ·
      ·
      ·
SPID＝(M-1)：(M-1)(N/M)
在步骤1003中，子代码发生器通过从码字码元的个数N中减去确定的起点Fs，计算其余码元的个数NRES。子代码发生器在步骤1005中确定计算的其余码元个数NRES是否大于等于当前发送子代码(或子分组)的长度Lsc。如果其余码元的个数NRES大于等于子代码的长度Lsc，那么，在步骤1007中，子代码发生器就把子代码的终点Ls更新成‘Fs+Lsc-1’。在步骤1009中，子代码发生器依次发送从起点Fs到确定的终点Ls的编码码元，然后，转到步骤1015。相反，如果其余码元的个数NRES小于子代码的长度Lsc，那么，子代码发生器在步骤1011和1013中，确定也由方程(2)和(3)定义的、如下的子代码的终点Ls：
NCR＝[(Lsc-NRES)/N]                      ...(2)
Ls＝(Lsc-NRES)-N×NCR-1                  ...(3)
在步骤1007或1013之后，子代码发生器在步骤1009中，依次发送从起点Fs到第(N-1)码元点的码元。接着，子代码发生器在发送之前重复所有N个码元多达NCR次。最后，子代码发生器发送从第0码元位置到第Ls码元位置的码元，然后，转到步骤1015。在发送了与子代码相对应的码元之后，子代码发生器在步骤1015中选择确定的SPID的下一个作为下一个子分组的起点Fs。子代码发生器在步骤1017中确定是否请求下一个子分组(或重新发送)。这里，“请求下一个子分组”指的是由于未能接收到编码器分组，请求重新发送由发送器发送的当前编码器分组(EP)。因此，不应该重置SPID。因此，如果请求了下一个子分组的发送，子代码发生器就返回到步骤1003，并且，重复上述步骤。否则，如果不请求下一个子分组的发送，则意味着应该重置SPID。在这种情况下，由于成功地接收到当前发送的EP，和由此请求新EP的发送，子代码发生器返回到步骤1001。
FSPM发送的第二实施例
如果CRC用在SPID发送消息中(即，CRC用在F-SPDCCH中)，那么，提供检错功能。因此，在这种情况中，在FSPM下SPID的顺序不需要依次的。可选地，如果在SPID发送消息中不是非常需要检错功能，那么，在FSPM下SPID的顺序不需要依次的。在这种情况中，最好根据如下规则选择下一个发送子代码，以便为优化解码性能而降低重叠码元的个数。这是因为，对于子代码的最大代码率0.8，如果由于把具有R＝1/5的编码码元划分成4个相等部分的SPID而使子代码率小于0.8，那么，不可避免地会发生码元重叠。因此，在发送一个子代码之后，优化方法使收缩码元，即，删除的而不是在发送两个子代码时发送的码元的个数达到最小。因此，需要一种使重叠码元的个数达到最小的方法。也就是说，把下一个子分组的起点Fs确定为在与前一个子分组(或子代码)的终点Ls最接近的SPID当中小于或等于前一个子分组的终点Ls的值。当以这种方式选择起点Fs时，按照图11所示的那样发送子分组。如图所示，在发送子分组SC1之后，子代码发生器从小于或等于子分组SC1的终点的SPID(SPID＝00，SPID＝01，SPID＝10)当中选择最接近的SPID＝11，然后，从起点开始发送下一个子分组SC2。
图12显示了根据本发明第二实施例的SPID选择过程。在图12中，P代表指定给SPID的位数，和M代表用P个位表示的最大整数。也就是说，如果P＝2，那么，M＝4。并且，N代表用母代码编码的编码码元的个数。例如，当代码率是R＝1/5和输入信息的长度是L＝100时，用母代码编码的编码码元的个数变成N＝L/R＝500。另外，Lsc代表子分组的长度，Fs代表每个子分组的起始码元位置(或起点)，和Ls代表每个子分组的最后码元位置(或终点)。NRES代表通过给定公式计算的变量。在如下的算法中，‘[x]’代表小于给定值‘x’的最大整数。NCR代表由N个码元组成的整个码字的重复频率。同时，根据正在使用的算法，可以不同地确定最后码元位置。例如，也可以使用根据给定子代码率确定码元个数的方法，通过将确定的个数与N相比较，进行序列重复，和像在上述顺序发送方法中那样，通过其余码元的个数确定最后码元位置Ls。
参照图12，在步骤1201中，对于新的编码器分组(EP)，子代码发生器把SPID初始化成零(0)。并且，子代码发生器还初始化子代码的起点Fs和终点Ls。SPID与起点Fs存在如下关系：
SPID＝1：(N/M)
SPID＝2：(2N/M)
SPID＝3：(3N/M)
      ·
      ·
      ·
SPID＝(M-1)：(M-1)(N/M)
在步骤1203中，子代码发生器通过从码字码元的个数N中减去确定的起点Fs，计算其余码元的个数NRES。子代码发生器在步骤1205中确定计算的其余码元个数NRES是否大于等于当前发送子代码(或子分组)的长度Lsc。如果其余码元的个数NRES大于等于子代码的长度Lsc，那么，在步骤1207中，子代码发生器就把子代码的终点Ls更新成‘Fs+Lsc-1’。在步骤1209中，子代码发生器依次发送从起点Fs到确定的终点Ls的编码码元，然后，转到步骤1215。相反，如果其余码元的个数NRES小于子代码的长度Lsc，那么，子代码发生器在步骤1211和1213中，确定也由方程(2)和(3)定义的、如下的子代码的终点Ls：
NCR＝[(Lsc-NRES)/N]                      ...(2)
Ls＝(Lsc-NRES)-N×NCR-1                  ...(3)
在步骤1207或1213之后，子代码发生器在步骤1209中，依次发送从起点Fs到第(N-1)码元点的码元。接着，子代码发生器在发送之前重复所有N个码元多达NCR次。最后，子代码发生器发送从第0码元位置到第Ls码元位置的码元，然后，转到步骤1215。在发送了与子代码相对应的码元之后，子代码发生器在步骤1215中从确定的SPID中选择起点Fs。这里，子代码发生器选择在与前一个子分组(或子代码)的终点Ls最接近的SPID当中小于或等于前一个子分组的终点Ls的值，作为下一个子分组的起点Fs。子代码发生器在步骤1217中确定是否请求下一个子分组(或重新发送)。这里，“请求下一个子分组”指的是由于未能接收到编码器分组，请求重新发送由发送器发送的当前编码器分组(EP)。因此，不应该重置SPID，它应当连接到下一个SPID。因此，如果请求了下一个子分组的发送，子代码发生器就返回到步骤1203，并且，重复上述步骤。否则，如果不请求下一个子分组的发送，那么，实际上意味着应该重置SPID。在这种情况下，由于成功地接收到当前发送的EP，和由此请求新EP的发送，子代码发生器返回到步骤1201。
FSPM发送的第三实施例
本发明提供了在发送一个子代码之后，把下一个子代码的起点选为与前一个子代码的Ls最接近的SPID的另一种方法。也就是说，把大于或等于前一个子分组的终点Ls的SPID的最接近一个确定为Fs。这种方法需要码元收缩，但是把重叠码元的最大个数限制在N/8(＝(N/2)/2)上。同时，把收缩码元的个数也限制在N/8(＝(N/2)/2)上。当然，在通过减少重叠码元的个数得到的增益与通过增加收缩码元的个数引起的损失之间需要折衷。也就是说，对于下一个子分组(或子代码)，子代码发生器从前一个子分组(或子代码)的终点Ls中选择最接近的SPID(或Fs)。当以这种方式选择起点Fs时，按照图13所示的那样发送子分组。如图所示，在发送了子分组SC1之后，子代码发生器从子分组SC1的终点Ls中选择最接近的SPID＝00，然后，从起点开始发送下一个SC2。在这种情况下，在子分组SC1和子分组SC2之间存在收缩码元。
图14显示了根据本发明第三实施例的SPID选择过程。在图14中，P代表指定给SPID的位数，和M代表用P个位表示的最大整数。也就是说，如果P＝2，那么，M＝4。并且，N代表用母代码编码的编码码元的个数。例如，当代码率是R＝1/5和输入信息的长度是L＝100时，用母代码编码的编码码元的个数变成N＝L/R＝500。另外，Lsc代表子分组的长度，Fs代表每个子分组的起始码元位置(或起点)，和Ls代表每个子分组的最后码元位置(或终点)。NRES代表通过给定公式计算的变量。在如下的算法中，‘[x]’代表小于给定值‘x’的最大整数。NCR代表由N个码元组成的整个码字的重复频率。同时，根据正在使用的算法，可以不同地确定最后码元位置。
参照图14，在步骤1401中，对于新的编码器分组(EP)，子代码发生器把SPID初始化成零(0)。并且，子代码发生器还初始化子代码的起点Fs和终点Ls。SPID与起点Fs存在如下关系：
SPID＝1：(N/M)
SPID＝2：(2N/M)
SPID＝3：(3N/M)
     ·
     ·
     ·
SPID＝(M-1)：(M-1)(N/M)
在步骤1403中，子代码发生器通过从码字码元的个数N中减去确定的起点Fs，计算其余码元的个数NRES。子代码发生器在步骤1405中确定计算的其余码元个数NRES是否大于等于当前发送子代码(或子分组)的长度Lsc。如果其余码元的个数NRES大于等于子代码的长度Lsc，那么，在步骤1407中，子代码发生器就把子代码的终点Ls更新成‘Fs+Lsc-1’。在步骤1409中，子代码发生器依次发送从起点Fs到确定的终点Ls的编码码元，然后，转到步骤1415。相反，如果其余码元的个数NRES小于子代码的长度Lsc，那么，子代码发生器在步骤1411和1413中，确定也基于方程(2)和(3)的、如下的子代码的终点Ls：
NCR＝[(Lsc-NRES)/N]                       ...(2)
Ls＝(Lsc-NRES)-N×NCR-1                   ...(3)
在步骤1407或1413之后，子代码发生器在步骤1409中，依次发送从起点Fs到第(N-1)码元点的码元。接着，子代码发生器在发送之前重复所有N个码元多达NCR次。最后，子代码发生器发送从第0码元位置到第Ls码元位置的码元，然后，转到步骤1415。在发送了与子代码相对应的码元之后，子代码发生器在步骤1415中从确定的SPID中选择起点Fs。这里，子代码发生器选择与等于或最接近前一个子分组(或子代码)的终点Ls的SPID相对应的点，作为下一个子分组的起点Fs。子代码发生器在步骤1417中确定是否请求下一个子分组(或重新发送)。这里，“请求下一个子分组”指的是由于未能接收到编码器分组，请求重新发送由发送器发送的当前编码器分组(EP)。因此，不应该重置SPID，并且应该与下一个SPID相联系。因此，如果请求了下一个子分组的发送，子代码发生器就返回到步骤1403，并且，重复上述步骤。否则，如果不请求下一个子分组的发送，那么，意味着应该重置SPID。在这种情况下，由于成功地接收到当前发送的EP，和由此请求新EP的发送，子代码发生器返回到步骤1401。
本发明提供了当第二和第三实施例把特定SPID用于初始发送时应用的另一种方法。在这种情况下，同等地应用在第二和第三实施例中提出的方法，但是，在重新发送期间不能使用用于初始发送的特定SPID。例如，当把SPID＝0事先确定为用于初始发送的SPID时，适用于重新发送的SPID是1，2，3，...，(M-1)/(N/M)。因此，子代码发生器根据第二和第三实施例的选择算法，选择用于重新发送的SPID。图16和17显示了对于SPID＝0用于初始发送的情况，第二和第三实施例的变型。这里，例如，把SPID＝0用于初始发送。当有必要时，可以把另一个SPID用于初始发送。
FSPM发送的第四实施例
图16显示了根据本发明第四实施例的SPID选择过程。具体地，图16示出了按照第二实施例的SPID选择过程的改进。在图16中，P代表指定给SPID的位数，和M代表用P个位表示的最大整数。也就是说，如果P＝2，那么，M＝4。并且，N代表用母代码编码的编码码元的个数。例如，当代码率是R＝1/5和输入信息的长度是L＝100时，用母代码编码的编码码元的个数变成N＝L/R＝500。另外，Lsc代表子分组的尺寸，Fs代表每个子分组的起始码元位置(或起点)，和Ls代表每个子分组的最后码元位置(或终点)。NRES代表通过给定公式计算的变量。在如下的算法中，‘[x]’代表小于给定值‘x’的最大整数。NCR代表由N个码元组成的整个码字的重复频率。同时，根据正在使用的算法，可以不同地确定最后码元位置。例如，也可以使用根据给定子代码率确定码元个数的方法，通过将确定的个数与N相比较，进行序列重复，和像在顺序发送方法中那样，通过其余码元的个数确定最后码元位置Ls。
参照图16，在步骤1601中，对于新的编码器分组(EP)，子代码发生器把SPID初始化成零(0)。并且，子代码发生器还初始化子代码的起点Fs和终点Ls。SPID与起点Fs存在如下关系：
SPID＝1：(N/M)
SPID＝2：(2N/M)
SPID＝3：(3N/M)
      ·
      ·
      ·
SPID＝(M-1)：(M-1)(N/M)
在步骤1603中，子代码发生器通过从码字码元的个数N中减去确定的起点Fs，计算其余码元的个数NRES。子代码发生器在步骤1605中确定计算的其余码元个数NRES是否大于等于当前发送子代码(或子分组)的长度Lsc。如果其余码元的个数NRES大于等于子代码的长度Lsc，那么，在步骤1607中，子代码发生器就把子代码的终点Ls更新成‘Fs+Lsc-1’。在步骤1609中，子代码发生器依次发送从起点Fs到确定的终点Ls的编码码元，然后，转到步骤1615。相反，如果其余码元的个数NRES小于子代码的长度Lsc，那么，子代码发生器在步骤1611和1613中，确定基于方程(2)和(3)的、如下的子代码的终点Ls：
NCR＝[(Lsc-NRES)/N]                    ...(2)
Ls＝(Lsc-NRES)-N×NCR-1                ...(3)
在步骤1607或1613之后，子代码发生器在步骤1609中，依次发送从起点Fs到第(N-1)码元点的码元。接着，子代码发生器在发送之前重复所有N个码元多达NCR次。最后，子代码发生器发送从第0码元位置到第Ls码元位置的码元，然后，转到步骤1615。在发送了与子代码相对应的码元之后，子代码发生器在步骤1615中从确定的SPID中选择起点Fs。这里，子代码发生器选择在与前一个子分组(或子代码)的终点Ls最接近的SPID当中小于或等于前一个子分组的终点Ls的值中的非零值，作为下一个子分组的起点Fs。也就是说，子代码发生器把为初始发送分配的SPID排除在用于重新发送的SPID之外。子代码发生器在步骤1617中确定是否请求下一个子分组(或重新发送)。这里，“请求下一个子分组”指的是由于未能接收到编码器分组，请求重新发送由发送器发送的当前编码器分组(EP)。因此，不应该重置SPID。因此，如果请求了下一个子分组的发送，子代码发生器就返回到步骤1603，并且，重复上述步骤。否则，如果不请求下一个子分组的发送，那么，实际上意味着应该重置SPID。在这种情况下，由于成功地接收到当前发送的EP，和由此请求新EP的发送，子代码发生器返回到步骤1601。
FSPM发送的第三实施例
图17显示了根据本发明第五实施例的SPID选择过程。具体地，图17示出了按照本发明第三实施例的SPID选择过程的改进。在图17中，P代表指定给SPID的位数，和M代表用P个位表示的最大整数。也就是说，如果P＝2，那么，M＝4。并且，N代表用母代码编码的编码码元的个数。例如，当代码率是R＝1/5和输入信息的长度是L＝100时，用母代码编码的编码码元的个数变成N＝L/R＝500。另外，Lsc代表子分组的长度，Fs代表每个子分组的起始码元位置(或起点)，和Ls代表每个子分组的最后码元位置(或终点)。NRES代表通过给定公式计算的变量。在如下的算法中，‘[x]’代表小于给定值‘x’的最大整数。NCR代表由N个码元组成的整个码字的重复频率。同时，根据正在使用的算法，可以不同地确定最后码元位置。例如，也可以使用根据给定子代码率确定码元个数的方法，通过将确定的个数与N相比较，进行序列重复，和像在顺序发送方法中那样，通过其余码元的个数确定最后码元位置Ls。
参照图17，在步骤1701中，对于新的编码器分组(EP)，子代码发生器把SPID初始化成零(0)。并且，子代码发生器还初始化子代码的起点Fs和终点Ls。SPID与起点Fs存在如下关系：
SPID＝1：(N/M)
SPID＝2：(2N/M)
SPID＝3：(3N/M)
      ·
      ·
      ·
SPID＝(M-1)：(M-1)(N/M)
在步骤1703中，子代码发生器通过从码字码元的个数N中减去确定的起点Fs，计算其余码元的个数NRES。子代码发生器在步骤1705中确定计算的其余码元个数NRES是否大于等于当前发送子代码(或子分组)的长度Lsc。如果其余码元的个数NRES大于等于子代码的长度Lsc，那么，在步骤1707中，子代码发生器就把子代码的终点Ls更新成‘Fs+Lsc-1’。在步骤1709中，子代码发生器依次发送从起点Fs到确定的终点Ls的编码码元，然后，转到步骤1715。相反，如果其余码元的个数NRES小于子代码的长度Lsc，那么，子代码发生器在步骤1711和1713中，确定基于方程(2)和(3)的、如下的子代码的终点Ls：
NCR＝[(Lsc-NRES)/N]                     ...(2)
Ls＝(Lsc-NRES)-N×NCR-1                 ...(3)
在步骤1707或1713之后，子代码发生器在步骤1709中，依次发送从起点Fs到第(N-1)码元点的码元。接着，子代码发生器在发送之前重复所有N个码元多达NCR次。最后，子代码发生器发送从第0码元位置到第Ls码元位置的码元，然后，转到步骤1715。在发送了与子代码相对应的码元之后，子代码发生器在步骤1715中从确定的SPID中选择起点Fs。这里，子代码发生器选择与等于或最接近前一个子分组(或子代码)的终点Ls的SPID(或Fs)相对应的点当中的非零点，作为下一个子分组的起点Fs。也就是说，子代码发生器把为初始发送分配的SPID排除在用于重新发送的SPID之外。子代码发生器在步骤1717中确定是否请求下一个子分组(或重新发送)。这里，“请求下一个子分组”指的是由于未能接收到编码器分组，请求重新发送由发送器发送的当前编码器分组(EP)。因此，不应该重置SPID，并且应该与下一个SPID相联系。因此，如果请求了下一个子分组的发送，子代码发生器就返回到步骤1703，并且，重复上述步骤。否则，如果不请求下一个子分组的发送，那么，意味着应该重置SPID。在这种情况下，由于成功地接收到当前发送的EP，和由此请求新EP的发送，子代码发生器返回到步骤1701。
如上所述，当以SSPM或FSPM生成QCTC时，本发明使子代码之间的码元重叠和码元收缩达到最小，从而提高了吞吐量。
虽然通过参照本发明的某些优选实施例，已经对本发明进行了图示和描述，但本领域的普通技术人员应该明白，可以在形式上和细节上对其作各种各样的改变，而不偏离所附权利要求书所限定的本发明的精神和范围。

Claims (18)

1.一种发送通过与特播编码器的代码率相同或不同的子代码率确定的子代码的方法，所述子代码基于信道环境、并且从接收信息流和以所述代码率运行的所述特播编码器生成的准互补特播码QCTC得出该方法包括如下步骤：
计算由N-Fs表示的其余码元的个数，其中，N是QCTC的长度，和Fs是QCTC的子代码的起始码元位置；
通过将其余码元的个数与子代码的长度相比较，确定子代码的最后码元位置；和
依次发送子代码从起始码元位置Fs到最后码元位置Ls的码元。
2.根据权利要求1所述的方法，还包括如下步骤，把QCTC的长度N分成预定个数的段，确定与分段相对应的子代码分组标识符SPID，和指定为子代码的初始发送分配的SIPD之一。
3.根据权利要求2所述的方法，还包括如下步骤，为了响应发送子代码的重新发送请求，把除了指定SPID之外的SPID中与最后码元位置Ls最接近的SPID选作重新发送子代码的起始码元位置。
4.根据权利要求3所述的方法，其中，最接近SPID是SPID中小于或等于最后码元位置Ls的SPID中与最后码元位置Ls最接近的位置中的SPID。
5.根据权利要求2所述的方法，还包括如下步骤，为了响应发送子代码的重新发送请求，把SPID中与最后码元位置Ls最接近的SPID选作重新发送子代码的起始码元位置。
6.根据权利要求5所述的方法，其中，最接近SPID是SPID中小于或等于最后码元位置Ls的SPID中与最后码元位置Ls最接近的位置中的SPID。
7.根据权利要求1所述的方法，其中，如果其余码元的个数大于或等于子代码的长度，那么，把最后码元位置Ls更新成由Fs+Lsc-1代表的位置，此处，Lsc是子代码的长度。
8.根据权利要求1所述的方法，其中，如果其余码元的个数小于子代码的长度，那么，把最后码元位置确定成由(Lsc-NRES)-N×NCR-1代表的位置，此处，Lsc表示子代码的长度，NRES表示其余码元的个数，N表示QCTC的长度，和NCR表示为生成具有长度N的码字而确定的重复频率。
9.根据权利要求1所述的方法，还包括如下步骤，为了响应发送子代码的重新发送请求，选择由(Ls+1)mod N表示的重新发送子代码的起始码元位置，此处，Ls是最后码元位置，和N是QCTC的长度。
10.在通信***中发送子代码的设备，该设备包括：
特播编码器；
交织器，用于交织来自特播编码器的码元流；和
子代码发生器，用于通过接收交织器交织的码元流，和根据准互补特播码QCTC发送通过与特播编码器的代码率相同或不同的子代码率确定的子代码；
子代码发生器还用于：
计算由N-Fs表示的其余码元的个数，其中，N是QCTC的长度，和Fs是QCTC的子代码的起始码元位置；
通过将其余码元的个数与子代码的长度相比较，确定子代码的最后码元位置；和
依次发送子代码从起始码元位置Fs到最后码元位置Ls的码元。
11.根据权利要求10所述的设备，其中，子代码发生器还用于：把QCTC的长度N分成预定个数的段，确定与分段相对应的子代码分组标识符SPID，和指定为子代码的初始发送分配的SIPD之一。
12.根据权利要求10所述的设备，其中，子代码发生器为了响应发送子代码的重新发送请求，把除了指定SPID之外的SPID中与最后码元位置Ls最接近的SPID选作重新发送子代码的起始码元位置。
13.根据权利要求12所述的设备，其中，最接近SPID是SPID中小于或等于最后码元位置Ls的SPID中与最后码元位置Ls最接近的位置中的SPID。
14.根据权利要求11所述的设备，其中，子代码发生器为了响应发送子代码的重新发送请求，把SPID中与最后码元位置Ls最接近的SPID选作重新发送子代码的起始码元位置。
15.根据权利要求14所述的设备，其中，最接近SPID是SPID中小于或等于最后码元位置Ls的SPID中与最后码元位置Ls最接近的位置中的SPID。
16.根据权利要求10所述的设备，其中，如果其余码元的个数大于或等于子代码的长度，那么，把最后码元位置Ls更新成由Fs+Lsc-1代表的位置，此处，Fs是起始码元位置，和Lsc是子代码的长度。
17.根据权利要求10所述的设备，其中，如果其余码元的个数小于子代码的长度，那么，子代码发生器选择由(Lsc-NRES)-N×NCR-1代表的位置，作为最后码元位置Ls，此处，Lsc表示子代码的长度，NRES表示其余码元的个数，N表示QCTC的长度，和NCR表示为生成具有长度N的码字而确定的重复频率。
18.根据权利要求10所述的设备，其中，子代码发生器为了响应发送子代码的重新发送请求，选择由(Ls+1)mod N表示的重新发送子代码的起始码元位置，此处，Ls是最后码元位置，和N是QCTC的长度。
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