CN1337095A - 译卷积码的方法和设备 - Google Patents

Abstract

在采用译卷积码的方法时,对于未编码的和编码的符号,计算第一或第二可靠性信息(Λ_U或Λ_Cr),它代表概率,即所观察到的第n项未编码的或编码的符号在具有接收的编码的符号的确定的序列(E)条件下,等于符号集的值i。为计算第二可靠性信息(Λ_C),建议使用相似的表达式。

Description

译卷积码的方法和设备

本发明涉及译卷积码的方法和设备。

在通信***中，特别是移动无线电***中，要传输的信号(例如话音信号)在源编码器中预处理后进行信道编码。信道编码用来使要传输的信号与传输信道的特点匹配。在此，通过在要传输的信号中有目的地引入冗余码达到优先的误码控制。

为进行信道编码，几年以来一直在研究二进制并行链接递归卷积码。对这种卷积码取名为“透平码(Turbo-Code)”。特别是在传输超过千比特(符号)的大信息组时，用透平码比用(通常的)卷积码编码可获得显著改进的误码控制。然而，透平码的译码比(通常的)译码昂贵的多却是不利的。

已知，采用包括两个单独的卷积码译码器的叠代透平译码器进行Turbo-Code译码，这两个单独的卷积码译码器以反馈形式彼此连接。至少输入端规定的卷积码译码器使得“软”译码(soft decoding)成为可能，也即能够使每个接收到的数据符号附加地或代替一个二进制输出值，确定对以接收的数据符号为基础的原始的未编码的数据符号的数值连续的估计值。对于叠代透平译码器特点是这些数值连续的估计值在重叠范围内作为输入信息输送到第二个卷积码译码器。以下将原始的未编码的数据符号的估计值也看作为第一可靠性信息。

在文章“近似香农(Shannon)有限误差-纠错、编码和译码：Turbo-Code(1)”中，由C.Berrou et al.撰写，发表在1993年热亚那(Genua)召开的IEEE通信会议录，ICC’93，第1064-1070页，阐述了叠代的透平译码器，其输入端的卷积码译码器按照改进的BAHL et al.算法工作，以产生第一可靠性信息。不产生可靠性信息的第二卷积码译码器例如按照已知的维特比(VITERBI)算法工作。

按照符号方式MAP(最大后验)算法工作的卷积码译码器同样也能产生第一可靠性信息。这些卷积码译码器被看作MAP符号估算器(或也可称MAP符号译码器)。它们具有的优点是用它可达到尽可能小的比特误码比。

在名为“数字移动无线电***的分析和设计”的书中，该书由P.Jung撰写，斯图加特，B.G.Teubner出版社于1997年，在该书的343-368页，特别是图E.2给以详细说明具有两个递归交叉连接(verschalten)的MAP符号估算器的叠代透平译码器。

在使用移动无线电时，出现的问题是移动无线电信道在很大的程度上随时间变化，也即其传输特性根据变化的环境的影响在不断地变化。在数据检测时就已考虑了移动无线电信道的传输特点的不断变化。为达此目的，在移动无线电业务中使用的通信终端设备具有用数据检测器耦合的信道估算器，该估算器将持续地求出移动无线电信道的传输特性(脉冲响应)，并通报给数据检测器。这样一个考虑瞬间传输信道特性的数据检测被看成是自适应数据检测或自适应均衡。

可是，移动无线电信道的时间变化也影响到在自适应均衡后进行的译码。在这种关系中，缺点是通过透平译码原则上达到的很高的误码控制程度却由于移动无线电信道的时间变化至少部分地重又消失。

在文章题目为“组合的透平均衡和透平译码”中，该文由D.Raphaeli和Y.Zarai撰写，发表在1998年IEEE通信杂志第2卷第4期107-109页，阐明了由自适应均衡器和串联在该均衡器后面的(叠加的)透平译码器的组合构成的叠加的接收机结构。概念“透平均衡”(“透平均衡”)是作为这种组合接收机结构的关键字产生的。在这里，叠代透平译码器也是再次由两个MAP符号译码器构成。在本文中被看作为MAP信息组的两个MAP符号译码器除了第一可靠性信息外还可计算第二可靠性信息。第二可靠性信息表示对以检测数据符号为基础的原始的、编码的数据符号的一个数值连续的估计值。

在自适应均衡和数据译码之间耦合通过以下实现，即叠代透平译码器，在每个重叠步骤时都从两个卷积码译码器的第二可靠性信息中产生一个组合的可靠性信息，它将使自适应均衡器作为非本征的(即不是均衡器内自己产生的)的信息得到组合的可靠性信息，并且自适应均衡器在其所在的一侧将非本征的信息馈送到透平译码器中。通过在均衡器和透平译码器之间的这种反馈，在进行透平译码时应考虑移动无线电信道的时间变化。缺点就是通过将均衡器引入重叠过程还会大大提高在透平译码时反正已经花费很高的计算费用。

在文章“进行透平码的新奇的不太复杂的译码器”中，该文由P.Jung撰写，发表在1995年电子通讯第31卷第2期第86-87页，建议译透平码采用叠代的透平译码器的简单方案。这种透平译码器与至今已知的透平译码器在以下方面是有区别的，即这两种在透平译码器内包括的卷积码译码器按照所说的新型SUBMAP算法工作，该算法当所代表的译码器效率变低时(也即提高比特误码比率)，将在第一可靠性信息计算时大大节省计算耗费成为可能。

本发明以提供在卷积码译码器的输出端产生编码传输的符号的第二个可靠性信息的方法的任务为基础。特别是这种方法应该使得由组合的均衡器和透平译码器构成的接收机结构中低耗费地译卷积码成为可能。此外，本发明旨在提供一种卷积码译码器，该卷积码译码器提供编码传输的符号的第二可靠性信息，并且特别被用来实现所说的组合的接收机结构。

为完成这项任务，按照本发明的第一个观点规定权利要求1的特征和按照本发明的第二个观点规定权利要求2的特征。此外，提出的任务也通过权利要求6的特征解决。

按照本发明所述的第一个观点，通过求出在权利要求1中给出的表达式的最大值求第二可靠性信息。求最大值用了按照MAP算法(为详细说明关于求第一可靠性信息的MAP算法例如请参见上述所提到的P.Jung写的那本书“递归MAP符号估算”第E.3.3章第353-361页)比至今已知的第二可靠性信息的计算实施起来，很明显计算耗费少得多。

按照本发明的第二个观点，第二可靠性信息主要地由求出第一可靠性信息的与代码有关的乘积项的最大值来确定。这种优选方式是特别适宜的，因为已经求出的第一可靠性信息只需用来计算第二可靠性信息。这一点可通过编码的符号特点，作为(取决于特种码)未编码的符号的和表示是可能的。

不仅按照本发明的第一个观点，而且按照第二个观点，第一可靠性信息基本上可按照任意算法例如MAP算法计算。第一可靠性信息的低耗费的计算由权利要求3的特征达到。

只要具有未编码符号序列的先验知识，这就可有目的地被引入确定第一和/或第二可靠性信息。

一个按照所述方法之一工作的卷积码译码器则由权利要求6中给出。

除了第一可靠性信息的第一个输出端和第二可靠性信息的第二个输出端以外，卷积码译码器优选包括第三个输出端，在这第三个输出端上对每个未编码的符号都提供一个“强制性”的、也即包含在符号集内(在二进制中：0、1)的估计值。

根据第二可靠性信息的其提供的适中的耗费的计算，优选在透平译码器中使用按照本发明所述的卷积码译码器，该卷积码译码器提供一个组合的可靠性信息，该信息由第一和第二个卷积码译码器的第二可靠性信息构成。

为实现“透平均衡”，一个这样的透平译码器反馈地与均衡器如此交叉连接，以至于组合的可靠性信息输送给均衡器的输入端。根据对组合的可靠性信息的按照本发明简化的计算，使“透平均衡”有可能在实际应用中计算费用足够小。

本发明其它优选的实施方案在从属权利要求中给出。

下面将结合附图根据实施例说明本发明。

图中示出：

图1为产生透平编码的透平编码器电路方框图；

图2为由图1中的RSC卷积码编码器电路方框图；

图2a为非递归卷积码编码器的电路方框图；

图3为按照本发明所述的卷积码译码器电路方框图；

图4为使用图3所示的卷积码译码器的透平译码器的电路方框图；并且

图5为图4所示的均衡器与透平译码器的组合而构成的按照本发明所述的叠代接收机结构的电路方框图。

在说明按照本发明所述卷积码译码器(图3)以前，为更好地理解本发明首先根据图1说明透平码的透平编码器TCOD。

透平编码器TCOD具有两个同等的二进制递归式***的卷积码编码器RSC1和RSC2，这两个编码器在编码技术中作为RSC(递归式***的卷积码)编码器是已知的。在输入一侧给第二个卷积码编码器RSC2串接一个透平码交织器IL，并且两个卷积码编码器RSC1和RSC2的输出端均通过加点器PKT1或PKT2与一个多路复用器MUX连接。

用

U＝(u₁，…，u_N)                   (1)表示在透平编码器TCOD的输入端的一个未编码的符号的序列。序列U由符号的有限数N组成，该符号在下面以简单的表达式与比特视为相同，也即u_n＝0或1，适于所有的n＝1，2，…，N.U在下面表示输入序列，并且N表示输入序列的信息组的长度。

由两个RSC卷积码编码器RSC1和RSC2产生冗余码，该冗余码通过具有各为N个二进制分项的冗余码分序列R1和R2

R1＝(r_1，1，…，r_1，N)

R2＝(r_2，1，…，r_2，N)            (2)表达。

冗余码分序列R1和R2由加点器PKT1或PKT2加点，并且输入序列U以及加点序列R1和R2都将被输送给多路复用器MUX。这个多路复用器MUX在其输出端产生一个输出序列

C＝(C₁，…，C_K)                   (3)该序列包括一个已编码的二进制符号的数K。

比率R_C＝N/K表示代码比率R_C，并且是在透平编码器中附加的冗余码的度量。下面，把透平码视为具有代码比率R_C＝1/2。于是，输出序列C包括象输入序列U那么多比特的两倍。

如果信息组长度N是一个偶数，则加点器PKT1或PKT2和多路复用器MUX例如按照下列规程产生输出序列C：

C_2n－1＝u_n           n＝1，…，N

C_4n－2＝r_1，2n－1   n＝1，…，N/2

C_4n＝r_2，2n         n＝1，…，N/2 (4)

N＝4，则按以下形式得出透平编码器TCOD的输出序列C

C＝(u₁，r_1，1，u₂，r_2，2，u₃，r_1，3，u₄，r_2，4)(5)

在图1所示的透平编码器TCOD上，输入序列U＝(u₁，…，u_N)完全包含在已编码的输出序列C(参见公式5)中。具有这种特性的代码被看成为***的代码。

输出序列C的剩余的N个符号都系冗余码，该冗余码交替地返回到冗余码分序列R1和R2。这个冗余码可综合到冗余码R

R＝(r₁，…，r_N)。               (6)对上述举例，r₁＝r_1，1，r₂＝r_2，2，r₃＝r_1，3，r₄＝r_2，4都有效。

具有K＝2N个分项的输出序列C则交替地由输入序列U的N个分项和冗余序列R的N个分项构成。

接着，输出序列C以不可表式的方式进行信息组嵌入、细分成适当的数据包(脉冲)、进行调制、在发射放大器中放大和发射出去。

图2示出了RSC编码器的电路方框图，象它被用在图1中的RSC1和/或RSC2那样。RSC编码器RSC1在输入一侧具有第一加法器ADD1和串接在加法器ADD1后面的带4个级T的移位寄存器。冗余码分序列R1由加上移位寄存器的输入值和输出值的第二个加法器ADD2构成。很清楚，冗余码分序列R1的在一定时刻处于RSC编码器RSC1的输出端的冗余比特r_1，n取决于未编码的符号序列U的实际输入比特u_n以及取决于移位寄存器的状态。移位寄存器的状态又取决于最后4个输入比特。在ADD1上用于连接拥有的二进制符号的个数被看作是返回存取最低值L，也即在这里为5。

由未编码的符号的序列U构成的冗余码分序列R1的产生，直接遵循图2的表达式。透平编码器TCOD的输出序列C则从公式4得出。为求出R1(或C)也可交替地引入一个RSC1(或TCOD)编码器的在编码技术中被看作为格状图的状态图。具有由4个级组成的移位寄存器的RSC1编码器的格状图具有符合移位寄存器可能的状态的M_T＝2⁴的节点。通过输入一个输入比特(u＝0或1)过渡到第二状态m’的(任意)的第一状态m，在格状图中用连接线与此相连。那么，每个冗余码分序列R1都符合通过RSC1编码器的格状图所画的沿连接线的一定路径。

用图表说明编码器状态的格状图是已知的，并且在这里不做较详细地说明。

图3示出了按照本发明所述的卷积码译码器DEC电路方框图。

首先阐述DEC的输入端和输出端：

在DEC的第一输入端I1毗连有接收序列，

E＝(e₁，…，e_k)                 (7)

接收序列E由K个复数数值的取样值组成，这些取样值是输出序列C的编码符号C₁-C_K的受干扰的类型。

按照输出序列C的结构，接收序列E包括***的接收序列

X＝(X₁，…，X_N)，                      (8)该序列包括序列U的受干扰的***信息，和冗余码接收序列

Y＝(Y₁，…，Y_N)，                      (9)该序列包括冗余码序列R(参见公式6)的受干扰的冗余码。

由于按照公式5和6，单个的值Y_N交替地返回到由第一RSC编码器RSC1产生的冗余码r_1，n和由第二RSC编码器RSC2产生的冗余码r_2，n，则Y也可作为

Y＝(Y_1，1，Y_2，2，Y_1，3，Y_2，4，…)    (10)

也即按Y＝Y1＋Y2的形式用两个冗余码接收序列Y1和Y2

Y1＝(Y_1，1，0，Y_1，3，0，…)           (10a)

Y2＝(0，Y_2，2，0，Y_2，4，…)           (10b)书写。

如在下面(图4)更详细地说明那样，总接收序列E不毗连在第一输入端I1，而按照使用情况例如只毗连序列X，Y1或X，Y2。

包括未编码符号u₁-u_N的先验知识的序列L_A(U)毗连在DEC的第二(选择的)输入端I2上。序列L_A(U)可写作

L_A(U)＝(L_A(u₁)，…，L_A(u_N))，其中在二进制的情况下，可以按对数比的形式确定单项： $L_A\left(u_n\right)=\log \left\{\frac{p(u_n=1)}{p(u_n=0)}\right\}$            其中n＝1，…，N.    (11)

在此，P(u_n＝1)和P(u_n＝0)表示u_N等于1或0的概率。如果这两个结果始终(也即其中所有n＝1，…，N)是相同的概率，则例如得出L_A(U)＝(0，…，0)。

在DEC的第一输出端O1提供第一可靠信息。

用第一可靠性信息表示有条件的概率P(u_n＝1|E)或P(u_n＝0|E)，其中在具有接收序列E的条件下，符号u_N等于1或0。这个有条件的概率是指“概率后验”，因为从出现的结果(已检测的接收序列E)返回到得出以这个结果为基础的未编码的u₁-u_N的概率的结论。

在二进制的情况下，第一可靠性信息作为序列Λ_u用N个复数数值的项Λ(u_n)，其中n＝1，…，N表达。

Λ_u＝(Λ_u(u₁)，…，Λ_u(u_N))       (12)序列项Λ_u(u_n)被作为有条件概率的对数比 $\mathrm{\Λ}\left(u_n\right)=\log \left\{\frac{P(u_n=1|E)}{P(u_n=0|E)}\right\}----\left(13\right)$ 书写，并可作为用于输入序列U的未编码的数据符号u₁-u_N的数值连续的后验估计值理解。

当附加具有未编码符号u₁，…，u_N的先验知识L_A(U)时，这可按照有条件的概率P(u_n＝1|E，L_A(U)或P(u_n＝0|E，L_A(U))，被包含在第一可靠性信息的计算之内。

在DEC的第二输出端O2上，提供第二可靠性信息。

用第二可靠性信息表示有条件的概率P(C_K＝1|E)或P(C_K＝0|E)，其中在具有接收序列E的条件下，编码符号C_K等于1或0。当附加具有未编码符号u₁，…，u_N的先验知识L_A(U)时，也可视为相应的有条件的概率P(C_K＝1|E，L_A(U)或P(C_K＝0|E，L_A(U))。

在二进制的情况下，第二可靠性信息完全与作为有K个复数数值的项Λ(C_K)，k＝1，…，K组成的序列ΛC的第一可靠性信息表达相似。

Λ_C＝(Λ(C₁)，…，Λ(C_k))            (14)

序列项Λ(C_z)是编码数据符号C₁-C_k的后验估计值。它们将以先前所说明的表示法书写如下： $\mathrm{\Λ}\left(C_K\right)=\log \left\{\frac{P(C_K=1|E)}{P(C_K=0|E)}\right\}k=1,...,K----\left(15\right)$

如上所述，代替接收序列E也只有接收分序列(例如X和Y1)毗连在DEC的第一输入端I1。在这种情况下，在上述公式中，接收序列E由相应的分序列(X和Y1)代替。此外，应指出，第二可靠性信息通常不用C_k的各个K项计算。在采用加权码时，第二可靠性信息例如最大用包含在C中冗余码R(N项)，也即Λ(r_n)来确定。此外，应注意到，提供第一和第二可靠性信息(也在二进制情况下)不需要在DEC的输出端O1和O2的在此所用的作为概率的对数比(所谓的LLR(对数近似比)表示)。

在DEC的第三(选择的)输出端O3，在接收序列E并且还有先验知识LA(U)的基础上，序列 $\hat{U}=(\hat{u}1,...,{\hat{u}}_N)----\left(16\right)$

由使用原始输入序列U的值u_n的“强制性的”估计值 ${\hat{u}}_n=0,1;$ n＝1，…，N给出。

现在，对于译码来说，按照哪种计算规程产生第一Λu和第二ΛC可靠性信息是决定性的。

下面给出了用来确定第一Λ_u和第二Λ_C可靠性信息的按照本发明的计算规程：

首先，在卷积码译码器DEC中以常用的方式计算在格状图中与连接线路连接的状态m和m’之间的度量增量 ${\mathrm{\μ}}_n^i(E,m^{\′},m)----\left(17\right)$

其中，n表示时间，i表示编码器输入序列U的比特值(0或1)，也即u_n＝i。

由于E，度量增量μ_n ⁱ(E，m’m)取决于传输信道(移动无线电信道)的传输特性。对于“无记忆的”高斯传输信道的情况，也即所说的AWGN(自适应高斯白噪声)信道，在该信道上，信道对输出序列的连续符号的影响彼此无关(同样也可通过嵌入达到)，度量增量例如也可通过下式确定： ${\mathrm{\μ}}_n^1(E,m^{\′},m)=\{\frac{a_n}{{\mathrm{\σ}}^2}{x}_n+\frac{1}{{\mathrm{\σ}}_L^2}{L}_A\left(u_n\right)\}(2i-1)+\frac{a_n}{{\mathrm{\σ}}^2}{y}_{1,n}(2_{r1,n}-1)---\left(18\right)$

其中σ²是高斯噪声变量，a_n是e_n的实际幅度，σ_L ²是非本征信息LA(u_n)的变量，i是假设的未编码的信息(也即0或1)，r_1，n是第一个编码器在公式2中确定产生的冗余码并且Y_1，n是按照公式(10a)相应的受干扰的接收的冗余码。

此外可用下面公式计算向前递推值 ${\mathrm{\&delta;}}_n\left(m\right)=\underset{m\text{'}<m}{\max }\{u_n^1(E,m\text{'},m)+{\mathrm{\&delta;}}_{n-1}(m\text{'}),u_n^0(E,m\text{'},m)+{\mathrm{\&delta;}}_{n-1}(m\text{'})\}---\left(19a\right)$ 和可用下式计算向后递推值 ${\mathrm{\&epsiv;}}_n\left(m\right)=\underset{m\text{'}>m}{\max }\{u_{n+1}^1(E,m,m\text{'})+{\mathrm{\&epsiv;}}_{n+1}(m\text{'}),u_{n+1}^0(E,m,m\text{'})+{\mathrm{\&epsiv;}}_{n+1}(m\text{'})---\left(19a\right)$

其中m’m包括所有m’，它在格形网中是m的前导项(状态)，并且m←m’包括所有m’，它在格形网中是m的跟随项(状态)。

接着计算第一可靠性信息的估计值如下 $\mathrm{\&Lambda;}\left(u_n\right)=\underset{m\&DoubleLeftRightArrow;m^{\&prime;}}{\max }\{{\mathrm{\&delta;}}_n\left(m\right)+{\mathrm{\&mu;}}_n^1(E,m,m^{\&prime;})+{\mathrm{\&epsiv;}}_{n+1}\left(m^{\&prime;}\right)\}$ $-\underset{m\&DoubleLeftRightArrow;m^{\&prime;}}{\max }\{{\mathrm{\&delta;}}_n\left(m\right)+{\mathrm{\&mu;}}_n^0(E,m,m^{\&prime;})+{\mathrm{\&epsiv;}}_{n+1}\left(m^{\&prime;}\right)\}----\left(20\right)$

在此，缩写mm’表示所有状态m，m’的量，这些状态属于格形网中有效的转移。

下面进一步讨论计算第二可靠性信息Λ_C的估计值：

因为采用在这里认为的加权码，编码符号的输出序列C由(不变化)输入序列U和“***”的冗余码序列R组成，所以为计算ΛC，计算第二可靠性信息ΛR＝(Λ(rl)，…，Λ(rN)的包括在内的序列就够了。

按照本发明的第一个观点，用下式根据本发明计算第二可靠性信息ΛR的估计值： $\mathrm{\&Lambda;}\left(r_n\right)=\underset{m\&DoubleLeftRightArrow;m^{\&prime;}}{\max }\{{\mathrm{\&delta;}}_n\left(m\right)+{\mathrm{\&mu;}}_n^{r_n=1}(E,m,m^{\&prime;})+{\mathrm{\&epsiv;}}_{n+1}\left(m^{\&prime;}\right)\}$ $-\underset{m\&DoubleLeftRightArrow;m^{\&prime;}}{\max }\{{\mathrm{\&delta;}}_n\left(m\right)+{\mathrm{\&mu;}}_n^{r_n=0}(E,m,m^{\&prime;})+{\mathrm{\&epsiv;}}_{n+1}\left(m^{\&prime;}\right)\}---\left(21\right)$ 其中r_n是在输出序列C中(也即经过u_n)的时间n产生的冗余比特。

根据本发明的第二个观点，按照计算规程确定第二可靠性信息。 $\mathrm{\&Lambda;}\left(r_n\right)=\underset{\mathrm{RPT}}{\mathrm{sign}(\mathrm{\&Lambda;}\left(u_n\right)\&CenterDot;\mathrm{\&Lambda;}\left(u_{n-1}\right)\&CenterDot;..\&CenterDot;\mathrm{\&Lambda;}\left(u_{n-L+1}\right))}\underset{\mathrm{RPT}}{\max }\{\mathrm{\&Lambda;}\left(u_n\right),\mathrm{\&Lambda;}\left(u_{n-1}\right),..,\mathrm{\&Lambda;}\left(u_{n-L+1}\right)\}---\left(22\right)$

这个计算规程用以下为基础，即编码的(冗余码)比特r_n总是作为L个未编码的比特u_n，u_n－1，…，u_n－L＋1的和书写。因此，第二可靠性信息按照仅由第一可靠性信息的乘积项组成的公式22进行计算。RPT在此表示各个“相关乘积项”的量，它与所选出的代码有关。

下面用举例方式对2种特种码给出量RPT：

通过在图2a中所示(非递归)编码器，产生返回存取最低值L＝5的非递归代码。关于这个代码，  第二可靠性信息由下式确定

Λ(r_n)＝sign(Λ(u_n)－Λ(u_n－4))max{Λ(u_n)，Λ(u_n－4))，    (22a)也即在此相关的乘积项的量RPT包括第一可靠性信息的第L项和第(L-4)项，因为编码的比特r_n作为未编码的比特u_n和u_n－4的和书写。

对于在图2中所示的非递归卷积码编码器RSC1(同样，返回存取最低值L＝5)来说，第二可靠性信息用递归方式，按照下式

Λ(r_n)＝sign(Λ(a_n)·Λ(a_n－4))max{Λ(a_n)，Λ(a_n－4)}用如下递归规程确定，Λ(a_n)＝sign(Λ(u_n)·Λ(a_n－1)·..·Λ(a_n－4))max{Λ(u_n)，Λ(a_n－1)，..，Λ(a_n－4)}，

                                                                          (22b)因为编码的比特r_n(相当于在公式2的表示法中的比特r_1，n)作为移位寄存器的状态a_n和a_u－4的和书写。

图4示出一个透平译码器TDEC的电路方框图，该译码器按照本发明包括两个卷积码译码器DEC1、DEC2。

在分路器DMUX中，接收序列E被分成单个的接收序列X(***的信息)，Y1(RSC1的冗余码)和Y2(RSC2的冗余码)。

序列X和Y1被送往第一个卷积码译码器DEC1的第一输入端I1。卷积码译码器DEC1主要相当于图3所示的卷积码译码器DEC，其中在这里第一输入端I1根据串接的分路器DMUX不接收总的接收序列E，而是只接收(已经分开)分序列X和Y1。

非本征信息L_A(U)毗连在第一卷积码译码器DEC1的第二输入端I2，该非本征信息L_A(U)只与接收序列U有关，并且返回到由第二卷积码译码器DEC2得出的第一可靠性信息。

由第一个卷积码译码器DEC1产生的，例如按照公式20计算的第一可靠性信息用Λ1_u表示并且由DEC1的第一个输出端O1提供。由第一个卷积码译码器DEC1产生的第二可靠性信息用Λ1_c表示并且按照本发明所述公式21或22(或公式22a，b)计算和由DEC1的第二输出端O2提供。

第一可靠性信息Λ1_u通过其另一个可逆的加法器输入端与L_A(U)连接的加法器AD1和通过嵌入器IL1作为非本征信息输入到第二卷积码译码器DEC2的第二输入端I2。接收冗余码分序列Y2以及必要时首先在嵌入器IL2中嵌入的***的接收序列X毗连在第二个译码器DEC2的第一输入端I1。

由第二个卷积码译码器DEC2产生的第一可靠性信息用Λ2u表示，例如可按公式20计算，并且由DEC2在第一输出端O1提供。由第二个卷积码译码器DEC2产生的第二可靠性信息用Λ2_c表示，并且按照本发明所述公式21或22(或公式22a，b)计算和由DEC2在第二输出端O2提供。

DEC2的第一可靠性信息Λ2_u输入到其另一个可逆的输入端与第二卷积码译码器DEC2的第二输入端I2相连的加法器AD2上。在输出端一侧，加法器AD2与去嵌入器DIL1的输入端连接，其去嵌入器DIL1的输出端提供第一卷积码译码器DEC1的上述已提到的非本征信息L_A(U)。

此外，使用DEC2的第一可靠性信息Λ2_u来求出输入序列U的估计值 $\hat{U}=({\hat{u}}_1,...{\hat{u}}_n)$ 的序列。对此，Λ2_u引入门限逻辑TL，该门限逻辑TL在Λ2_u(u_n)≤0时判决为 ${\hat{u}}_n=0$ ，并且在Λ2_u(u_n)＞0时，判决为 ${\hat{u}}_n=1$ 。

门限逻辑TL的输出端与按正确的符号顺序输出序列 的去嵌入器DIL2连接。

使用按照本发明确定的第二可靠性信息Λ1_c和Λ2_c求出由必须的非本征数据ED组成的组合的可靠性信息，以便能作到“透平均衡”。透平均衡通过具有在图4中所示的透平译码器TDEC的均衡器的叠代的组合达到(参见图5)。

为求出ED将L_A(U)、Λ1_c和Λ2_c均引入加法器AD3、AD4或AD5，其均有另外的可逆输入端与X、Y1或Y2连接。加法器AD3、AD4和AD5的输出端在逻辑级C中适当地组合，其中构成非本征数据ED。

图5以电路方框图的形式示出了实现透平均衡的接收机结构TEQU的构成。自适应均衡器EQU(由一个信道估算器和一个数据检测器组成)在第一输入端接收原始的接收数据 它由高频接收机的未画出的解调器级(混频器、A/D变换器、滤波器)输出。均衡器EQU继续根据发射的信号中对其已知的练习序列求移动无线电信道上的实际信道传输参数(信道脉冲响应)，并利用求出的实际信道传输参数实施原始的接收序列 的符号(在这个时刻还可采用嵌入)的数据检测。

从均衡器EQU输出的数据引入加法器AD6的第一输入端，加法器AD6的输出端与信息组去嵌入器BDIL的输入端连接。在信息组去嵌入器BDIL的输出端提供输出序列C的重新构成的符号，也即接收序列E。这将象上述所提到的，输送给透平译码器TDEC。

由透平译码器TDEC产生的非本征数据ED通过信息组去嵌入器BIL反馈给加法器AD6的第二输入端，以及反馈给均衡器EQU的用非本征信息确定的输入端。在计算第二可靠性信息时，计算花费少就可能在可替代的时间内实施叠代均衡。

参考符号表U                 输入序列C                 输出序列TCOD              透平编码器IL                交织器RSC1/2            RSC编码器PKT1/2            加点器R1/2              冗余码分序列MUX               多路复用器ADD1/2            加法器T                 移位寄存器的单元I1                第一输入端I2                第二输入端O1                第一输出端O2                第二输出端O3                第三输出端DEC               卷积码译码器L_A(U)            关于U的先验知识Λ_u              第一可靠性信息Λ_c              第二可靠性信息TDEC              透平译码器DMUX              多分路解调器DEC1              卷积码译码器IL1/2             交织器DIL1/2            解交织器AD1-6             加法器TL                门限逻辑C                 组合逻辑TEQU              透平均衡器EQU               均衡器BIL               信息组交织器BDIL               信息组解交织器ED                 非本征数据

Claims (9)

1、译卷积码的方法，该卷积码以编码过程为基础，在该编码过程中，从未编码符号(u₁，u₂，…，u_N)的序列(U)通过附加冗余码(R1，R2；R)产生编码符号(C₁，C₂，…，C_K)的序列(C)，包括以下步骤：

-接受接收的编码符号(e₁，e₂，…，e_K)的序列(E)；

-计算每个未编码符号(u_n)的第一可靠性信息(Λ_u(u_n))，该可靠性信息代表概率，即未编码符号(u₁，u₂，…，u_N)的序列(U)的被观察的第n项未编码符号(u_n)在存在接收的编码符号(e₁，e₂，…，e_K)的序列(E)条件下，等于符号集的值I；

-计算每个编码符号(C_k)的第二可靠性信息(Λ_c(C_k))，该可靠性信息代表概率，即编码符号的序列(C)的被观察的第k项编码符号(C_k)，在存在接收的编码符号(e₁，e₂，…，e_K)的序列(E)条件下，等于符号集的值I；其中，为计算第二可靠性信息，首先就编码过程所用的编码器(TCOD)的状态m，m’之间的有效过渡，计算度量增量μ_n ⁱ(E，m，m’)，前向递归值δ_n(m)和后向递归值ε_n＋1(m’)，其特征在于，分别对符号集的所有i值，就编码器(TCOD)的状态m，m’之间的有效过渡，通过求出下列形式表达式的最大值，计算第二可靠性信息(Λ_c(C_k)) $\{{\mathrm{\&delta;}}_n\left(m\right)+{\mathrm{\&mu;}}_n^{c_{k\left(n\right)}=i}(E,m,m^{\&prime;})+{\mathrm{\&epsiv;}}_{n+1}\left(m^{\&prime;}\right)\}$ 其中C_k(n)是由第n项未编码符号(u_n)产生的编码符号(C_k)。

2、译卷积码的方法，该卷积码以编码过程为基础，在该编码过程中，从未编码符号(u₁，u₂，…，u_N)的序列(U)中通过附加冗余码(R1，R2；R)产生编码符号(C₁，C₂，…，C_K)的序列(C)，包括以下步骤：

-接受接收的编码符号(e₁，e₂，…，e_K)的序列(E)；

-计算每个未编码符号(u_n)的第一可靠性信息(Λ_u(u_n))，该可靠性信息代表概率，即未编码符号的序列(U)的被观察的第n项未编码符号(u_n)在存在接收的编码符号的序列(E)的条件下等于符号集的值I；

-计算每个编码符号(C_k)的第二可靠性信息(Λ_c(C_k))，该可靠性信息代表概率，即编码符号的序列(C)的被观察的第k项编码符号(C_k)，在存在接收的编码符号(e₁，e₂，…，e_K)的序列(E)的条件下等于符号集的值I；

其特征在于，

第二可靠性信息(Λ_c(C_k))主要通过求出第一可靠性信息(Λ_u(u_n))的与代码有关的乘积项的最大值确定。

3、按照权利要求1或2所述的方法，

其特征在于，

-为计算第一可靠性信息，首先就编码过程所用的编码器(TCOD)的状态m，m’之间有效过渡，计算度量增量μ_n ⁱ(E，m，m’)，前向递归值δ_n(m)和后向递归值ε_n＋1(m’)，并且

-通过求出下列形式表达式的最大值，确定第一可靠性信息 $\{{\mathrm{\&delta;}}_n\left(m\right)+{\mathrm{\&mu;}}_n^i(E,m,m^{\&prime;})+{\mathrm{\&epsiv;}}_{n+1}\left(m^{\&prime;}\right)\}$ 其中，i是第n项未编码符号(u_n)的值。

4、按照上述权利要求之一所述的方法，

其特征在于，

-存在关于未编码符号(u₁，u₂，…，u_N)的序列(U)的先验知识(L_A(U))，并且

-将先验知识(L_A(U))引入确定第一和/或第二可靠性信息(Λ_u)；(Λ_c)。

5、按照上述权利要求之一所述的方法，

其特征在于，

编码符号(C₁，C₂，…，C_K)的序列(C)系指包括未编码符号(u₁，u₂，…，u_N)的序列(U)在内的序列。

6、卷积码译码器，

-具有用于接受接收的编码符号(e₁，e₂，…，e_K)的序列(E)的第一输入端(I1)，

-具有用于输出第一可靠性信息(Λ_u(u_n))的第一输出端(O1)，并且

-具有输出第二可靠性信息(Λ_c(C_k))的第二输出端(O2)，

其特征在于，

第二可靠性信息(Λ_c(C_k))按照上述权利要求之一进行计算。

7、按照权利要求6所述的卷积码译码器，

其特征在于，

卷积码译码器(DEC；DEC1，DEC2)具有第三个输出端(O3)，在该输出端它就每个未编码符号(u₁，u₂，…，u_N)提供用于符号集的未编码符号(u₁，u₂，…，u_N)的估计值

8、具有第一和第二卷积码译码器(DEC1，DEC2)的透平译码器，可产生两个第二可靠性信息(Λ1_C(C_k))，(Λ2_C(C_k))，并且从这第一和第二卷积码译码器(DEC1，DEC2)中，至少一个是按照权利要求6或7构成的，

其特征在于，

-将第一卷积码译码器(DEC1)的第一可靠性信息(Λ1_u(u_n))，作为关于未编码符号(u₁，u₂，…，u_N)的序列(U)的先验知识传送给第二卷积码译码器(DEC2)，

-将第二卷积码译码器(DEC2)的第一可靠性信息(Λ2_u(u_n))作为关于未编码符号(u₁，u₂，…，u_N)的序列(U)的先验知识向回传送给第一卷积码译码器(DEC1)，并且

-将第一卷积码译码器(DEC1)的和第二卷积码译码器(DEC2)的第二可靠性信息(Λ1_C；Λ2_C)在逻辑级(C)中，组合成一个组合的可靠性信息(ED)。

9、按照权利要求8所述的具有透平译码器的接收机结构，

其特征在于，

透平译码器(TDEC)如此反馈地接到均衡器(EQU)上，以至于组合的可靠性信息(ED)传送到均衡器(EQU)的输入端。

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