众所周知，在数字通信技术中，数据可以顺序地以连续方式或 者以持续时间T恒定的帧形式进行发送，每帧的比特数N固定， 它受到顺序传输速率与帧持续时间T乘积的限制。然而，在一些 通信系统中，希望在所选的帧期间发送比N个数据更少的数据。 这种系统之一是码分多址(CDMA)通信系统，它使用直接序频谱扩 展技术。
在K1ein S.Gilhousen等人的美国专利5,103,459中揭示了这 种用于蜂窝式电话中的CDMA系统，该专利已转让给本申请的受让 人。将专利5,103,459通过援引全部包括在此。在CDMA系统中， 系统容量受到传输频带内的总干扰的限制。总干扰包括其它用户 的信号，它主要由声码器数据(数字化的声音)组成。为了尽可能 地减轻用户干扰程度，Gilhousen等人所揭示的CDMA系统使用了 可变速率的声码器数据，以适应在持续时间固定的数据帧内进行 在整个帧期间的数据传输。因此，对于全数据速率减小的帧，必需重 复少于N个原始数据符号以用N个符号填满该帧。虽然，在相同的 传输功率时对低速率数据的重复产生的干扰程度与全数据率的相 同，但帧内的冗余信息可以使等价“信息功率”或每个符号的能量的 传输功率相应地减少。这种技术降低了干扰程度，以使系统增加了多 至如声码器冗余所允许的容量。
另一种做法，为了以减小的功率重复数据，可以仅在一帧内不减 小传输功率地传输低速率数据一次。这种技术在该帧的一部分期间 进行全功率传输，而在未使用的帧部分期间不进行传输。可以仅把帧 内待传输的数据块放置在帧的开始部分，或者帧内其它预定的部分。 然而，在具有很多用户的CDMA系统中，需要更复杂的块布局处 理，以在整个帧期间对来自许多其它用户之间的干扰进行均匀地分 布。在数据传输时的许多用户不必要的重叠将不必要地使系统干扰 程度增加到最佳平均程度之上。
在Gilhousen等人于1992年3月5日提交、申请号为07/846， 312、名称为“数据子帧随机数发生器”的美国专利申请中揭示了复杂 的块布局处理，以确保在整个帧内的干扰程度最小，该专利申请已转 让给本申请的受让者，通过援引全部包括在此。
还可以参考美国加州圣迭戈的Qualcomm公司1992年4月21 日出版的“推荐的EIA/TIA暂定标准：宽带扩展频谱数字蜂窝式系 统双模式移动站—基站兼容标准”，以了解典型的CDMA系统。该 CDMA系统标准规定了5种基本信道数据模式用于正向和反向链 路通信。有3种正向链路模式和2种反向链路模式。根据特定的数 据信道模式，规定了两种不同的卷积编码算法中的一种。两种是连续 模式，三种是分组模式，顺序数据被组织到固定的帧时间间隔内。三 种模式仅以几种预定的数据率中的一种数据率工作，而帧到帧的两 种模式以四种不同的预定的数据速率中的任一和速率工作。
数据率和信道模式的这种多样性对任一种单译码装置提出了复 杂的要求。在扩展频谱信道内进行实时串行译码使问题变得更困难。 即，必须对接收到的信号进行实时检测、重新组合和译码。没有帧空 间可用于传送原始声码器数据率的信息。很少有机会检查接收到的 信号的几种可能的数据率，并决定应当对每一新的以哪种特定的速 率译码。而且，在所有系统信道模式中还要用相同的译码装置，以避 免部件增多。在上述的Gilhouse等人的专利中描述的CDMA系统 使用了正交伪随机噪声(PN)编码、交织(interleaving)、带有对各二 相移相键控(BPSK)符号进行正交覆盖的调制并对所覆盖的符号进 行四相移相键控(QPSK)扩展以及对纠错的卷积译码。这么多种编 码技术中的每一种技术都要求在每个信道模式的接收侧具有一定程 度的译码能力。因此，对于为纠错而发送的卷积编码的符号进行串行 译码的实时资源有强烈竞争。
对卷积码的译码技术是众所周知的，它包括由A.J.Viterbi提 出的用于纠错的维特比算法，(“卷积码的误差限度和渐近最优译码 算法”，IEEE信息论汇刊，1967年4月，第IT-13卷，No.2，第260 -269页)，诸如G.D.Forney，Jr.(“维特比算法”，IEEE会刊， 1973年，第16卷，第268-278页)和J.A.Heller等人(“卫星和空 间通信的维特比译码”，IEEE通信技术汇刊，1971年10月，第IT- 19卷，No.5，第835-848页)等专家进行过讨论。
专家们已经根据各种具体的要求改进了维特比算法。例如，Hi- rosuke Yamamoto等人(“带有重复请求的卷积码维特比译码算 法”，IEEE信息理论汇刊，1980年9月，第IT-26卷，No.5，第540 -547页)公开了带有重复请求质量量度的维特比译码算法。当接收 机可在处理具有较长的约束长度而无反馈的卷积时与使用反馈信道 来请求重传输时，他们的系统提供了同样的性能。Yamamoto等人把 一个质量比特加到译码器输出中，表示“帧质量”。如果是坏的，则请 求重复传输。他们证明，他们的算法的可靠性功能接近于没有重复请 求的普通维特比算法的两倍。
同样，N.Seshadri等人(“以卷积码作差错检测的扩广维特比算 法”，全球通信89德克萨斯达拉斯，1989年11月，第1534-1538 页)提出了两种能应用于固定持续时间内的帧内编码的话音的推广 维特比算法。在帧内容呈现出不可接受的差错程度的情况下，相邻话 音帧之间的高度相关性可从相邻的帧估算出该帧的内容。Seshadri 等人证明，把奇偶比特加到话音数据中来进行高速率外循环块码的 差错检测，可以获得非常可靠的帧内冗余。然后用内卷积码对增信帧 进行编码，再对整个块进行调制，并经有噪声的信道发送。内推广维 特比译码器为已译码的帧释放预定数目的候选对象，它们之中仅有 一个应当有正确的奇偶信息。如果没有一个有正确的奇偶性，并且如 果该信息位表示量化的话音帧，那么，能重新进行帧间估算，或者如 果返回链路是可以用的，会进行自动的重复请求。只要正确的可选对 象是预定数量的候选对象之一，则可以避免进行重传输。
遗憾的是上面的揭示既未讲授又未建议一种实时译码方法在不 传输信息速率的情形下处理具有几种预定的数据传输率中的一种速 率、并且速率可以每帧变化的一串帧。显然，在已有技术中存在未解 决的问题和缺陷，本发明以下述方式解决了这一问题。

本发明通过提供一种用单个超大规模集成(VLSI)器件实现的 具有专用输入和输出缓冲器的串行维特比译码器(SVD)来解决上 述问题。用维特比方法在帧模式和连续模式下对每一帧以所有预定 的数据率对同步的和已量化的码符号流进行译码。设置了几种质量 量度输出(“差错量度”)以确定数据率。本发明SVD的较佳实施例可 以没有事先的数据率信息而对不同的数据率进行译码。
本发明的一个目的在于自动地以多种预定的数据率中的任何一 种速率对每一帧进行译码而无需发送速率信息。本发明的SVD对多 种信道模式中的每一种模式实现了这一目的，通过设置多条通路以 所有可能的预定数据率中的每一种速率进行译码，并通过提供“差错 量度”来检测原来的数据率。本发明的SVD的优点是，只要卷积码已 知和数据分组(或者帧，或者连续)模式已知，它就能以多种预定的帧 数据率中的一种未知速率进行译码。本发明的SVD的另一个优点 是，对于每个以假设的预定数据率被译码的每个帧，可以得到几个 “差错量度”，用于建立原始数据传输率。
本发明的SVD通过记录译码后的输出数据流，把它与输入码符 号流作比较，以估计输入流的串行差错率(SER)，来提供这种差错量 度。本发明的SVD可以包括诸如循环冗余检查(CRC)结果和Ya- mamoto质量量度(YQM)等其它的差错量度。SER量度估计接收 到的码符号内的差错。CRC结果检测原始位数据内的位差错。YQM 表示在译码后的帧中估计的差错情况超出了预定的阈值。本发明的 SVD的优点是接收机提供这些“差错量度”中的一个或更多个，作为 不用从发射机接收速率信息而检测原始数据率的手段。
本发明的另一个目的在于对每种必要的信道模式，提供单个 SVD装置进行译码。本发明的SVD可以把单个VLSI器件用于典 型的CDMA系统的正向和反向链路信道模式中。例如，该SVD的 一个较佳的实施例产生较高的译码增益，接近约束长度为9的速率 1/2和1/3的卷码的理论极限，其中，在N＝384个符号(速率×1/2) 或N＝576个符号(1/3)的帧分组中处理码符号数据。可以用本发明 的SVD对任何固定状态的帧分组的开始处和结束处或者对连续的 码符号数据流进行译码。例如，在重复模式中，CDMA信道这样工 作，在必要时重复每个符号，以填满帧，把重复的符号聚集为本发明 的SVD内的一个符号，以降低比特速率和功率。在反向CDMA链 路数据子帧随机数发生器(DBR)模式中，仅把每一组重复的符号中 的一个符号用上面引用的Gilhousen等的专利申请中所描述的伪随 机帧定比特技术来发送。用码速率选项和重复模式，本发明的SVD 在正向重复模式或反向DBR模式中用任何预定的有效数据率对码 符号流进行处理。
本发明的再一个目的在于把内部译码过程与外部信道定时要求 隔开。本发明的SVD提供这样的手段来实现这一目的，向信道微处 理器发送一个中断，并设置一个输出缓冲器，把微处理器与系统帧定 时隔开，并保持译码数据和质量量度数据。本发明的SVD还包括输 入缓冲器，要么允许码符号能连续地被SVD以信道符号速率接收， 要么作为帧分组闯入SVD。专用输入和输出缓冲器使本发明的SVD 独立地操作外部信道和微处理器定时。灵活的微处理器接口使SVD 可用于各种微处理系统。
如图5所示，本发明的SVD包括5个主要部件。输入缓冲器 (IB)存储多于一帧的码符号数据。在块模式中，这可以使SVD必要 时重复处理数据多次，以识别用于信道帧的实际的重复或DBR模式 数据率。维特比译码器(VD)从IB接收软判决码符号，并以现有技术 中已知的加-比较-选择(ACS)逻辑来对它们进行处理。把ACS处 理的结果存储在VD内的内部路径存储器中。在通过许多判决字及 时反向跟踪之后，通过该路径存储器的链式返回过程为每个码符号 组提供了一个数据比特。把每个这些单个数据比特与诸如Yamamo- to的质量量度(YQM)一起存储在输出缓冲器(OB)内，输出缓冲器 (OB)是本发明的第三个部件。在帧分组模式中，以四种不同速率的 对码符号进行译码，把得到的四种译码后的数据分组(包括质量信 息)存储在OB内，并保持约半个固定的帧持续时间，以使微处理器 能读取它们。第四个部件是控制块(CB)，它产生本发明的SVD工作 所必需的所有内部定时信号。该内部定时从CDMA系统时钟和外 部译码器同步选通信号得到。本发明的SVD通过第五个微处理器接 口(MI)部件来进行初始化和进行控制，它连接到本发明的第四个部 件CB上。数据也可以通过MI来接收。
参考了下面的说明、权利要求和附图，将会使本发明的上述以及 其它目的、特征和优点变得更明了。
附图描述
为了更全面地理解本发明，现在参见下面结合附图所示的实施 例的详细描述，其中：
图1是CDMA移动接收机的功能方框图；
图2是CDMA区站信道卡接收机的功能方框图；
图3包含图3A-3E，是五种CDMA信道类型的技术指标；
图4是普通的CDMA模式设置参数的技术指标；
图5是本发明的串行维特比译码器(SVD)的功能方框图；
图6包含图6A-6B，示出了维特比译码器的理论运作情况；
图7是本发明的输入缓冲器(IB)的功能方框图；
图8是CDMA系统的数据分帧随机数发生(DBR)符号选择的 技术指标；
图9是本发明的维特比译码器(VD)的功能框图；
图10是本发明的输出缓冲器(OB)的功能方框图；
图11是本发明的Yamamoto质量量度(YQM)逻辑的功能方 框图。
本发明的实施方式 CDMA系统的译码问题
为了讨论和描述的目的，在上面引用的Gilhousen等人的专利 中所描述的典型的CDMA移动通信系统的实施例的范围内描述本 发明。然而，应当理解，本发明还可用于其它类型的通信系统，如，个 人通信系统(PCS)、无线市话回路，用户小交换机(PBX)，或者其它 可用的无线通信系统。而且，使用诸如时分多址(TDMA)等公知的 其它传输调制技术的其它系统都可以使用本发明。如在上面引用的 Gilhousen等人的专利中所描述的，典型的CDMA移动通信系统实 施例对译码装置和方法提出了许多要求，直到现在，现有技术中已知 的单个译码器设计仍未有效地满足这些要求。现在为解释的目的，对 这些要求作如下简要的描述。
图1示出了CDMA系统的移动接收机调制解调器结构的方框 图。本发明的串行维特比译码器(SVD)20与移动站调制解调器22 的其它部件有关。在工作时，RF接收机接收射频信号，在模拟处理 器28的参与和中央处理单元(CPU)30的控制下，解调器26对射频 信号进行解调。解调后的数据流由交织器32进行去交织，交织器32 在SVD输入端34提供串行符号流。在合适的信号线上把同步、定时 和时钟信号传送给SVD20。SVD20与微处理器总线36联接，用以与 声码器38进行通信，声码器38对已由SVD译码的话音信号进行重 建。
图2示出了涉及区站接收机调制解调器信道卡逻辑40的相同 的SVD20。CPU42、交织器44和解调器46在功能上与图1中与它 们对应的部件相似。如图1所示，SVD20在译码器输入端34上接收 串行码符号流，并在微处理器总线36上产生并行数据流，用以把该 数据流传送到逻辑40的其它部件(未图示)。
对于上面引用的Gihousen等人的专利中所揭示的CDMA系 统，SVD20必须以五种基本信道模式中的任一种进行工作，对正向 和反向链路数据提供全部所需要的译码。在图3A-3E中描述了这 些模式。从区站到移动用户的正向链路使用如图3A-3C所示的三 种模式(同步、传呼和通话)。从移动用户到区站的反向链路使用如图 3D-3E所示的两种模式(接入和通话)。
图3A通过例子描述了正向链路同步信道调制参数。从以速率 1/2(约束长度K＝9)卷积编码的信道对同步信道数据进行译码，并 对每个编码符号重复一次。数据以每秒4800个调制符号进行发送， SVD20每80毫秒接收包含384个调制符号的超帧。因此，SVD20能 把该信道预先设定到固定的1200bps速率上。在帧边界上不用循环 冗余检查(CRC)码把原始位数据编码成连续流。等效的原始位数据 速率是1200bps。
图3B通过例子描述了正向传呼信道调制参数。从以速率1/2 (K＝9)卷积编码的信道对传呼信道数据进行译码，并根据原始位数 据速率，对每个码符号传输一次、两次或者四次。该信道的原始位数 据率是预先设定的，并不随帧而变化。因此，SVD20能把该信道预先 设定到固定的原始位数据速率上。数据以每秒19200个符号进行发 送，SVD20每20毫秒接收包含384个调制符号的帧。在帧边界上不 用CRC码把数据编码成连续流。
图3C通过例子描述了正向通话信道调制参数。从以速率1/2 (K＝9)卷积编码的信道对正向链路通话信道数据进行译码，并根据 发端声码器对每帧选出的原始位数据速率，对每个码符号发送多至 八次。在发端声码器的控制下，原始位数据速率能随帧改变，因为该 数据速率不能预先设定，SVD20必须以所有可能的速率对每帧进行 译码。数据以19200个符号每秒(sps)进行发送，SVD20每20毫秒 接收384个调制符号的新帧。把数据编码成在开始和结束处为零状 态(在进行编码之前，把“0”比特加在每帧的结束处)的分组，而CRC 码预计出现在96个原始比特和192个原始比特的每个分组的结束 处。并不希望CRC码带有短(48和24比特)分组，因为空间的限制 使CRC变得很花钱。
图3D通过例子描述了反向通话信道调制参数。从以速率1/3 (K＝9)卷积编码的信道对反向链路通话信道数据进行译码。对每个 码符号重复多到七次(出现8次)，但在一个子帧内仅发送每个重复 的码符号中的一个。子帧定时由取自前一帧PN码的最后几位的随 机数来决定。码符号重复率随每帧的原始声码器数据速率而变化。 SVD必须对每帧同时以所有的速率进行译码，这是因为发端声码器 能随帧改变原始位数据速率。虽然SVD20并不知道一特定帧的原始 位数据速率，但可从前一帧的PN码的最后几位得到重复符号的每 一帧的子帧定时。数据以28800个码符号每秒进行发送，SVD20每 20毫秒接收包含576个可能的码符号(potential code symbol)的 帧。把数据编码成在开始和结束处为零状态的分组，因为在每个分组 的结束处加入了“0”比特。CRC码预计出现在96个原始比特和192 个原始比特的每个分组的结束处(紧接在“0”比特序列之前)。包含 少于96个原始比特的帧省略了CRC码，以节省空间。
图3E通过例子提供了反向链路接入信道调制参数。从以速率 1/3(K＝9)卷积编码的信道对反向链路接入信道数据进行译码，并 对每个码符号重复两次。原始位数据速率固定在4800bps上，而 SVD20能为该信道进行预先设定，以工作在该单一的固定速率上。 数据以28800个码符号每秒进行发送，SVD20每20毫秒接收包含 576个调制符号的帧。把数据编码成在开始和结束处为零状态(在每 个分组的结束处加入“0”比特)的分组，但不提供CRC码。
本发明的SVD适用于图3所提供的五种示范性信道描述中的 每一种，因为该SVD具有连续多速率译码、从连续到分组模式的转 换和在(1/2到1/3)卷积编码速率之间的转换的能力。更重要的是， 本发明的SVD能对正向或反向通话信道数据中的每一种数据进行 译码。参见上面引用的Gilhousen等人的专利和专利申请能更好地 理解这种正向和反向通话信道的区别。
图4是一表格，该表格总结了本发明的SVD对于上面结合图3 讨论的五种示范性信道所必需的控制信号功能。请注意，正向传呼和 同步信道的原始位数据速率是固定的。 单片SVD的实施例
本发明的SVD最好是实现成单个超大规模集成(VLSI)电路。 图5示出了SVD20的典型实施例的五种主要部件。输入缓冲器 (IB)48存储1.5帧数据，因而，对一帧有多个译码通路，以在后面确 定该帧的正确的重复或数据子帧随机数发生器(DBR)模式数据速 率。维特比译码器(VD)50在7比特符号缓冲总线(symbuf)7上接 收IB48的软判决符号。这些码符号由相加—选择—比较(ACS)逻辑 进行处理，其结果作为状态量度存储在内部随机存取存储器(RAM) 内。把ASC处理的判决存储到内部路径存储器内。在通过64级判 决字及时反向跟踪之后，通过该路径存储器的反向链接处理识别各 码符号组的单个输出数据位，以确保路径已与最可能的全球路径合 并。这些输出数据位与质量量度(QM)信息一起通过数据线56存储 在输出缓冲器(OB)54内。在VD50译码完成之后，OB54保留译码 后的数据，以便微处理器接口58在译码数据(decdata)线60上进行 访问。在分组模式中，以四种不同的原始位数据速率对码符号进行译 码，并把得到的四个输出数据分组与相关的QM数据一起存储在 OB54内。这种结构能使微处理器(未示出)用约10毫秒来读取 OB54内的数据。通过微处理器接口58和产生SVD20所有必需的 内部定时的控制器62，对SVD20进行初始化和控制。定时从系统时 钟和译码器同步选通得到。 维特比译码算法
在现有技术中维特比译码器的一般理论是众所周知的，并通过 参阅上面引用的一种参考资料可以理解。现在简要描述一下该理论 以更容易理解本发明。
卷积译码器把原始数据比特序列(输入比特流)转换成编码符号 序列(输出符号流)。对于每一个输入比特，有多个输出编码符号，它 们由该输入比特和前(K-1)个输入比特决定，其中K为译码器的约 束长度。每个比特符号产生的编码符号数目由编码速率决定，即，例 如，速率为1/2，数目为2，速率为1/3，数目为3。根据诸如由序列X8 +X6+X5+X4+1(八进制值05618)表示的速率1/2G1码的专门的 多项式码，通过对输入流进行移比特和异或产生每个码符号。多项式 码内的比特数与约束长度相等，对于本发明的SVD较佳实施例，该 值固定为9。通过模拟非系统码来选择实际码(G0，G1)或(G0，G1， G2)，以确定移动环境内最佳的差错特性。上面讨论的在典型的CD- MA系统中使用的较好的卷积码是：对于正向链路，G0＝07538和 G1＝05618；对于反向链路，G0＝05578，G1＝06638，G2＝07118。这些 卷积码提供为1/2编码速率提供了最小的自由汉明(Hamming)距 离12，为1/3编码速率提供了最小的自由汉明距离18。
维特比译码器算法通过为输入码符号流寻找最可能的译码序列 进行运算。首先，计算每条可能路径的相对概率的状态量度或权重。 把最可能进入每个状态的转换存储在所有状态的路径存储器内，然 后译码器通过最可能的序列及时跟踪或反向链接，以选择每个输出 位。该过程中主要的步骤是分支量度产生、状态量度产生和反向链接 路径判决。三个参数决定了特定的约束长度和速率的译码器的性能： 输入码符号的步长和量化级数目、状态量度归一化方法和路径存储 器的有效反向链接深度。
分支量度是对应于转换概率算法的费用函数，每个可能的比特 转换已经产生了给出的软判决输入码符号。对软判决内的符号和幅 度信息，进行度量和组合以产生每个分支量度。对于1/2速率，有四 种可能的量度。对于1/3速率，有八种可能的量度，对于任意的1/n 速率，有2n种可能的量度。通过经验和模拟，在目标信道上为最好的 译码器性能选择用于计算和度量分支量度的公式。这些公式由本发 明的SVD逻辑来实现。量度输入由存储在VD50的符号量度表 (SMT)内的符号量度值来换算。“删除”电平使在计算分支量度时忽 略码符号。删除可用于在需要较高的信道数据速率时“压缩”码。另 外，删除还能用于除去一些属于“隐藏”数据或控制信道的信道码符 号。由于被删除的码符号不再影响量度值，所以适当的删除率对译码 性能并无显著的影响。
卷积码能产生无穷的码符号序列，但码的某些特性使它可以减 少符号序列的数目。第一个特性是仅考虑进入状态的最佳(最有可 能)的路径，因为通过一状态的任何全局路径必须采用最佳的局部路 径。第二个特性是卷积码结构是重复的，它有对称的码树。因此，必 须把码序列并入由数目有限的独有的比特流图形产生的等效序列 中。对于给定的约束长度K，有2K-1种可能的数据比特图形(此处 命名为“状态”)，必须对它进行估计，以确定最有可能的全局路径。
图6示出了基于G0＝58和G1＝78的例示的K＝3(1/2)码合并 序列的典型篱笆图。图中示出了在状态之间进行转换所需要的符号。 对于每种状态，要计算表示沿通过该状态的一条路径的相对概率的 状态量度(未示出)。状态量度计算由相加—比较—选择(ACS)过程 来进行。把当前状态之前的每种可能的状态的状态量度加到分支量 度中，以从前一状态转换到当前状态。把和进行比较，选出由最小的 和所表示的最可能的转换，并把它分配给当前状态作为状态量度。每 个ACS的判决比特是产生所选转换的前一状态的最低有效比特(最 老的比特)的值。对篱笆列上的所有状态的判决成为路径存储字。
由于发生器多项式(G0和G1)内的第一项和最后一项是相同 的，在两条路径上发送的进入和离开任一种状态的符号(C0，C1)的 假设(hypothesis)(i，j)是二进制的。这些ACS状态关系用图6B的 蝶形图来图示。当然，在无噪声信道中，码符号值(c0，c1)是无差错 的，状态量度为零，或者在最大值处饱和，零状态量度表示最可能的 全局路径上的一个状态。
参见图6B，把从状态x0到0x的分支量度加入到x0状态量度 上，以确定两种可能的0x状态量度的第一种。把从状态x1的分支量 度加到x1状态量度值上，以寻找第二种可能的0x状态量度。然后把 这两种可能的值中最小的值作为新的0x状态量度值。对1x状态和 所有该篱笆列中的其它状态重复这种过程。对应于一个原始位为每 个新码符号组产生新的列。把每对状态量度之间的差值与预定的质 量阈值(QT)作比较，以Yamamoto等人在上面引用的论文中所建 议的和如下文结合图12所描述的方式得出Yamamoto质量量度 (YQM)或新状态的“qbit”。
一当把局部ACS判决的矩阵存储到路径存储器内时，反向链接 过程沿反向通过该矩阵的路径。反向链接在由ACS阵列报告的“最 佳状态”处开始，然后用在路径存储器字内的该状态(比特地置)的判 决来确定前一最佳(最可能)状态。通过至少五或六个判决的约束长 度来运行反向链接，以保证采用的路径并入最可能约全局路径。对于 约束长度为9，有63种状态的反向链接路径深度是足够的。反向链 接结束处的最后的判决被认为是维特比译码器的输出位的最佳判 决。对于每个顺序的原始数据位，由ACS阵列产生新的判决字和新 的最佳状态，并通过相同的路径长度从新的篱笆列返回进行重复反 向链接过程。因此，每个新的比特符号通过一个篱笆走出一个路径存 储器内的64状态反向链接窗。
在上面结合图3讨论的示例性的帧规格中，对于把数据分成组 的所有操作模式，通过把八个“0”比特的尾部插在数据的结束处，而 在所有“零”状态时启动和结束译码。在多速率译码时，SVD在每帧 的第一组八个篱笆列为零期间把判决比特强制输入到路径存储器 中。这保证了为每帧所选的路径在所有可能数据速率的所有“零”状 态时启动和结束。 输入缓冲器(IB)的描述
下面对本发明的SVD功能的描述依赖于对各种处理过程的这 些示范性的定义。
内部CHIPX8时钟：这是内部器件工作的主时钟，最好为9. 8304MHz。
计算周期：这是通过ACS对108(图9)处理分支量度和各对先 前状态量度的时间，等价于两个内部CHIPX8时钟周期。
处理周期：这是通过反向链接处理一个原始数据比特的时间，等 于128+3个计算周期，对它的要求是能通过ACS逻辑106处理完 64个分支量度。
块周期：这是对四种可能的帧分组大小的处理时间，等于192、 96、48或24个处理周期。
缓冲器周期：这是在VD50中处理一帧所有四种可能的分组速 率并形成最终的反向链接清洗和清除操作的时间。它等于432个处 理周期(192+96+48+24+72)。
帧：这是发送分组内的所有码符号所需要的时间窗，除了同步信 道之外，一般等于20毫秒，累积三个26.67毫秒的帧形成一个80毫 秒的超帧。
图7提供了本发明的输入缓冲器(IB)48的较佳实施例的示意 框图。IB48在译码器输入线34上接收码符号，并在symbuf总线5 2 上提供为所有可能预定的声码器数据速率已进行选择和累积的这些 码符号。如图4所示，IB48对正向链路信道工作在重复模式中，而对 反向链路信道工作在重复模式或数据子帧随机(DBR)模式中。在重 复模式中，IB48把码符号进行累加，使它们以采用最初的全速率的 输入码符号速率的1/2、1/4和1/8的累加符号速率提供在symbuf 总线52上。在DBR模式中，IB48根据从按照最初全帧块分组的当 前帧内的PN序列的最后几位得出的随机产生的码字，为按位于帧 内1/2、1/4和1/8的数据块大小分组选择码符号。两种IB模式在译 码器输入线34上输入的码符号是相同的。当IB48已接收到足够多 的码符号以跟上VD50译码处理时，由DECSTB线64选通编码符 号位，在INBUFRDY线66上向VD50发送准备选通信号。然后 IB48根据要求经symbuf总线52向VD50顺序提供码符号。
由DECMODE总线68上的模式控制字控制译码器模式，它包 括几个影响IB工作的控制比特。各种IB48的工作模式可以参照图 4来理解。在DECMODE总线68上的信号中的几个信号还决定在 inbufrdy线66上向VD50发送的选通信号的定时关系。这些位中的 一位对应于如上面结合图3所描述的四种可替换的原始位数据速率 的四种不同的分组大小中的每一种确定码符号边界。DECMODE总 线68上的其它一些位根据DBR位置码决定是否在将重复的码符号 提供至symbuf总线52或仅选出它们之前由IB48对它们进行累加。
以DECSYNC线70上出现的选通信号开始每个SVD20的输 入周期。在DECSTB线64上的允许对IB48进行初始化的分组的第 一个码符号的选通信号出现之前的至少15个内部时钟(CHIPX8) 在DECSYNC线70上出现选通信号。在线70上的每个选通信号之 后，IB48要有384或576个码符号通过DECSTB线64被选通进入 缓冲器72。卷积编码速率(图4)决定是384(＝2×192)个还是576 (＝3×192)个码符号。由内部CHIPX8时钟(未图示)把译码器输入 端34上的码符号位从最高有效位(MSB)到最低有效位(LSB)连续 地加以串行计时。由DECSTB线64上的选通信号对每个符号的最 低有效比特作标记，从而把所有码符号锁存入并行符号寄存器74 内。如果码符号来自卷积去交织器，则由DECSTB线64以每帧384 个符号的速率对输入符号计时。如果工作在反向链路信道，码符号来 自块去交织器，以高至最大输入速率(每七个内部XHIPX8个时钟 周期一个码符号)使输入码符号在IB48内分组。最大分组速率受到 仲裁逻辑(未图示)的限制，它允许在填充时从缓冲器72读取码符 号。当在symbuf总线52上开始输出时，缓冲器控制逻辑76在IN- BUFRDY线66上产生信号，以通知控制器62。
缓冲器控制器76内的两比特“psize”计数器(未图示)由线66上 的INBUFRDY选通信号进行复位。psize计数器的内容表示sym- buf总线52上的码符号的分组大小，它可以是24、48、96或192个原 始比特。线66上的选通信号启动VD50开始工作，用DECMODE总 线68上的两个比特来指示在线66有效之前IB48必须接收到的码 符号的数目。这种可选择的INBUFDRY线66的选通延时使 SVD20内处理延时优化。
当选通INBUFDRY线66后，就使缓冲器72的读地址和重复 缓冲器78的写地址复位。然后预取缓冲器72内的第一个码符号，并 把它锁存在symbuf总线52上。然后响应于symstb线80上的一个 选通信号，使缓冲器72的读地址指针加1，取出下一个码符号，并把 它锁存到总线52上。每七个内部CHIPX8时钟周期symstb线80 上的IB读选通被限制到一个读周期，以有时间对缓冲器72的读和 写操作进行交织。从当前帧读取的码符号的数目由DECMODE总 线68上的信号确定。在缓冲器72从第一分组读取了表示192个原 始数据比特的码符号后，根据选择和累积逻辑82从重复缓冲器78 读取96、48和24个位分组。在读取了每个分组的最后一个码符号 后，使重复缓冲器78的读和写地址复位，缓冲器76内的“psize”计数 器(未图示)加1。“psize”计数器的内容决定了从缓冲器72或重复缓 冲器78取出的码字地址，而且还控制选择和累积逻辑82，使合适的 码符号出现在symbuf器总线52上。在每次读取之后，只要“psize” 计数器不为零，就将重复缓冲器78的读地址指针加1。在从缓冲器 72或重复缓冲器78读取了每个其它数据之后，把重复缓冲器78的 写指针加1。以相同的顺序从IB50输出码符号而不考虑SVD20的 工作模式，但当在连续模式中以固定的重复速率工作时，VD50忽略 未使用的分组。
当在重复模式中从缓冲器72读取码符号时，由逻辑82把每一 对码符号加在一起，并存储到重复缓冲器78内。当INBUFDRY线 66被选通并且在把每一对之和写入到重复缓冲器78之后，将累加 器复位到零。当从重复缓冲器78读取码符号时，它们也以对的形式 相加，并写回到重复缓冲器78内。对192、96和48个符号分组的每 个符号对重复这种相同的操作。重复缓冲器78的7个比特的字长度 可以存储而不用对多到8个编码符号的和进行截断。当工作在DBR 模式时，强使反馈到逻辑82内的经累加器累加的码符号为零，从而 逻辑82的输出是从缓冲器72的输入的符号。仅允许由DBR码比特 (未图示)所选的符号写入到重复缓冲器78。psize寄存器的内容和 行地址(发送的时隙数)控制把哪个DBR码比特用于选择符号。如此 选择一组DBR码比特，使任何低速率的DBR码比特成为高速率 DBR码位的子组。
正向链路同步信道使用128个符号的26.67毫秒的帧，这些符 号以不变的每秒4800个符号作为连续流发送。IB48在80毫秒内接 收三去交织同步帧，使一个译码器分组具有384个符号，但为这种 “超帧”仅需要在DECSYNC线70上从去交织器得到一个选通信 号。对每个同步信道码符号重复两次，并把该1200BPS信道上的80 毫秒的帧译码成带有符号重复因数为2的96比特分组。同步信道工 作在连续模式，但由于通过SVD20延时的缘故输出数据延迟71个 比特，每个分组中的第一位先于当前分组接收到的6个分组的26. 67毫秒的同步分组的第二十六位。这些定时细节由控制器62和微 处理器接口58(图5)来控制。
在反向链路信道，能以高至片码速率把576个符号帧一次送入 IB48内，该片码速率是CHIPX8时钟速率的八分之一。把码符号按 顺序写入到缓冲器72内，它可以被看作32行×1 8列的阵列。按列 读取和写入码符号。即，以与写入它们相同的顺序从缓冲器72读取 码符号。当接收到一个分组中的第六个符号时，IB48可以在每个处 理周期期间向VD50发送三个一组的码符号(表示一个原始数据比 特)，直至处理完整个分组。在复位与每个缓冲周期结束之后，由内部 时钟把译码器输入端34上的由DBR选择的比特连续计时到DBR 编码寄存器(未示出)内。在DECSYNC线70上有选通信号时把结 束处带有DBR-13的十四个比特作为下一个缓冲周期的DBR- CODE字锁存。这些DBRCODE位，DBR-0到DBR-13用于选择 经总线52送至VD50的全速率符号写入到重复缓冲器78内的码符 号。一当处理完整个分组，就同样的方法处理留在重复缓冲器78内 的半个分组。在经总线52向VD50发送半个分组的码符号时，把那 些由DBRCODE选出的符号作为四分之一个分组重新写入到重复 缓冲器内。用类似的方法处理四分之一分组和下一个八分之一分组。
图8示出了用于确定从缓冲器72用哪16个时隙(行对)的 DBRCODE符号选择算法。对于全速率操作，发送所有16个时隙 (32行)。然而，在较低的速率下，发射机在传输一些时隙期间关闭。 例如，四分之一速率仅发送第一组四个时隙中的一个，作为第一组 36个码符号。按行来发送码符号，但去交织器按列把它们发送给 SVD20。由于发送DBR算法在交织器内跳过一些行，所以部分速率 实际上没有几行。对于DBR1/4速率，缓冲器72仅包含八行数据和 余下行中的噪声符号。与反向链路通话相比，反向链路访问信道(图 3E)以1/3卷积编码速率工作在重复模式，码符号重复两次，以在反 向通话信道上提供约2.5dB的增益。参见上面引用的Gilhousen等 人的专利申请能更好地理解发送DBR算法。
除了图7所示的功能逻辑之外，IB48还包含测试逻辑，以提供 自测试验证功能。 本发明的维特比译码器元件
图9为VD50的功能框图，VD50处理从IB48到达总线52上的 码符号。VD50在rdata线56上与质量信息一起输出译码后的比特 流。这些功能在图9所示的六个子模块中完成。DECMODE总线68 来的两个比特控制VD50在DECRATE线84和PACKET线86上 的工作。存储在符号量度表(SMT)88内的数据表为可编程的查找 表，它把总线52上的7比特码符号转换成合适的4比特标度，以便 分支量度逻辑90进行校正操作。SMT88提供了处理不同操作模式 所需要的灵活性。对VD50的控制信息一般设在分组处理呼叫的开 始处，在通话接收期间不变化。线84上的DECRATE信号决定在分 支量度计算中包括多少个码符号，并且，线86上的PACKET信号 在各分组开始时清除状态量度值。SMT88的内容把总线22上的4， 5，6和7比特输入码符号转换成用于分支量度逻辑90在内部SMT- SYM总线92上的经定标的四比特输出码符号。这些转换包括对累 积在IB48内的低数据速率分组的码符号进行加倍、四倍和八倍操作 的必要的补偿。在总线52上输入的每个码符号为SMT88提供了低 阶地址位，然后把诸如地址等数据作为SMTSYM值在总线92上输 出。SMT88为重复和DBR两种模式中四种速率的每一种存储单独 的基准点。
对于每种分组，VD50保持对表示Yamamoto质量量度(YQM) 的一个质量比特的跟踪。把每个各分组大小的最近处理周期的最佳 状态(定义为零)的质量比特存储在YQM寄存器93内，该质量位在 后面用于确定原始数据传输速率。
符号差错率(SER)逻辑94把输入i和j符号硬判决与由重译码 输出数据的c0和c1值作比较，以在SERROR总线96上产行每个 分组的SER字节。总线96上的值最大(饱和)为255，该值也在后面 用于确定原始数据传输速率。
SMT88由随机存取存储器(RAM)和负载控制逻辑组成，向 RAM多路传输写地址和写选通信号。SYMBUF总线52上的7比 特输入符号用于在SMTSYM总线92上成为输出符号的4位数据 值的地址的LSB。psize总线98上的psize值形成RAM地址的两个 MSB，它能为不同的分组选择不同的转换来补偿由IB48引入的累 加和。
用速率1/2码的一对(c0，c1)和速率1/3卷积码的三个一组的 (c0，c1，c2)对维特比译码器据以工作的篱笆的分支(图6A)作标记。 因此，在任何ACS操作之前，必须分别计算速率1/2和1/3的两种 可能的值(c0.c1)或三种可能的值(c0，c1，c2)的每个值的适当的分 支量度。这些分支量度根据下面的公式1来计算。例如，在每个计算 周期期间，分支量度逻辑90在BMETRIC总线100上产生一对新 的量度Rijk。它们是根据SMTSYM总线92上的输入符号(r2，r1， r0)和定时控制逻辑104在hyp总线102上发送的符号(c2，c1，c0) 的假设(hypothesis)计算的。 其中cx为目标ACS状态时总线102上的i、j或k的假设，rx3为总线 92上的每个码符号的记号，(rx2，rx1，rx0)为SMTSYM总线92上的 每个符号量度的三个LSB。
把总线92上表示单个原始数据比特的三个符号量度中的每一 个选通入在分支量度逻辑90内的一组输入锁存器(未图示)内。为译 码速率1/2(或1/3)转换输入信息的两个(或三个)码符号，在总线 100上提供四比特分支量度对。如果DECRATE线84指定卷积编 码速率为1/2，则强制使总线92上的第三符号为零。把总线100上 的分支量度对送到相加—比较—选择(ACS)逻辑106，其中，在每个 ACS计算周期期间选出两个分支量度中的一个。对于关于输入数据 的每个假设，根据公式1计算总线100上的4比特分支量度。还产生 一个4比特分支量度用于实现假设。在该式中，如果码符号的记号与 该假设一致，则把码符号的幅度加到Rijk量度上；否则，把零加到量 度上。速率1/2的分支量度值预计在0到14的范围，而速率1/3的 分支量度预计在0到15的范围。ACS逻辑分支量度加法器的饱和 值为15。
从SMT88到分支量度逻辑90的总线92上的符号量度以记号 —幅度的格式表示，由符号值根据下面示范性的查找表来确定删除。
速率1/3的符号量度    速率1/2的符号量度
最强的一0101         最强的一0111
最弱的一0001         最弱的一0001
删除0000             删除0000
删除1000             删除1000
最弱的零1001         最弱的零1001
最强的零1101         最强的零1111
如果速率1/3的预计范围外的符号量度溢出了该累加器，则总 线100上的分支量度在15(11112)饱和。
ACS逻辑106在每次允许的计算周期期间，处理总线100上的 输入分支量度。一对ACS逻辑块108处理总线100上的4比特分支 量度和状态RAM110来的5比特状态量度，以在内部总线112上产 生一对判决位，并在另一根内部总线114上产生一对新的状态量度。 把在总线112上的判定位(它们是每个ACS对108中的最佳先前状 态的LSB)移入8比特输出锁存器116。在判决(desisions)总线118 上把每四对判决对的8比特判决字节输出到反向链接逻辑120。
在每个分组的第一处理周期期间，在从状态RAM110读取时， 把零状态的量度设置成零，而把所有其它量度设置到它们的饱和值。 在分组模式中，对于每帧的开头8个处理周期，强使总线118上的判 决和总线122上的最佳状态为零。在通过把当前状态从MSB移到 LSB计算得到的位置上把新的状态量度、前一状态量度的最小和以 及链路分支量度写回到状态RAM110中。为相等的量度选择零假设 判决。在每个处理周期开始时把状态零的新的量度写入到最佳状态 锁存器124中。把在当前处理周期中的所有其它新的状态量度与锁 存器124内的当前最佳状态量度相比较，并用较小的一个量度代替 锁存器124内的当前最佳的状态量度。在当前处理周期期间当从状 态RAM110读取前一处理周期原最佳状态量度时，从每个状态量度 中减去前一处理周期的最佳状态量度。ACS106继续累加量度并进 行归一化，直到所有四个码符号分组都被处理。
把Yamamoto质量量度(YQM)或“qbit”依附于各状态量度。在 第一个IB处理周期期间，把初始状态零的YQM比特设置成“好”或 真(0)，把所有其它的YQM比特设置成“坏”或假(1)。如果选出的先 前状态量度的YQM位是假，或者ACS计算得到的量度差小于或等 于量度阈值寄存器(见图11中的MUX216)规定的预定的质量阈值 (QT)，则把ACS逻辑106计算得到的每个新的状态量度的YQM 比特设置成假(1)。
本发明重要组成部分是在译码期间产生的“差错量度”组，它包 括三类质量信息。对于几个数据速率假设(例如，9600，4800等)， SVD20产生一个或一个以上个独立的质量量度元素。这些包括循环 冗余检查(CRC)结果、符号差错率(SER)和Yamamoto质量量度 (YQM)。此处把YQM还取命为“qbit”。在低数据速率时省略了一 些差错量度。在现有技术中CRC和SER是众所周知的。参照上面 引用的Yamamoto等人的论文和下面结合图11所作的讨论可以理 解YQM量度。差错量度用于以上面引用的Buler等人的专利申请 中所揭示的方法选择最可几原始传输数据速率。
为每个数据速率假设产生译码符号数据，并把该数据存储在 OB54内。每个假设的帧数据包括三个质量量度元素。下面结合图10 讨论此处的CRC元素。下面结合图9内的SER140讨论此处的SER 元素。图11示出了产生YQM比特的ACS对108(图9)的方框图。
回到图6B，把从状态x0到状态0x的分支量度加入到x0状态 量度中，以确定两个可能的0x状态量度中的第一个。通过把状态x1 分支量度加到x1状态量度值中来寻找第二个可能的0x状态量度。 然后把这两个可能的值中最小的一个值指定为新的0x状态量度值。 对于篱笆列中的1x状态所有其它的状态重复这一处理过程。YQM 位是一标记，它显示出两0x状态量度值之间的差值小于预定的质量 阈值(QT)，或者，它采用另一种小于预定的QT的状态。在图11中， 在线210上设置ACS0x0状态的LSB，在线212上设置ACS0x1状 态的YQM比特。在多条4比特总线上为多路复用器MUX216设置 QT阈值组214。psize总线218根据当前传输数据速率假设选择QT 组214中的一个。本发明的一个重要原理是组214中的每个质量阈 值(QT)是可编程的，并能独立地或一起进行调整，以适应不同的工 作模式。由于不同的速率假设可以有不同的QT，所以MUX216在 组214的可选用的QT项之间切换。
继续参见图11，计算两个ACS状态量度之间的差值，并在总线 220上向四路XOR(异域)门222提供该差值。线224上的判决比特 用于在多路复用器MUX226中选择两个量度中最可几量度和在总 线220上启动MET0DIF。线228上MUX226的输出表示由总线 210和212所选的状态量度比特。把输出线228与线232上的比较 器230的输出相“或”，以在线234上产生YQM比特。比较器230把 从组214选出的QT与总线220上的状态量度差作比较(在调整了 XOR门222的正负之后)。把YQM比特234送至YQM寄存器93 (图9)。
维特比篱笆(图6A)内的当前状态的YQM比特以这种方式产 生。YQM过程具有强制使维特比篱笆的任一状态的“坏”YQM比特 通过判决树向前传播。YQM比特234是一个指示两输入的状态量 度之间的差值大于或小于所选的QT值的标记。如果该差值大于 QT值，则把YQM比特设置成前一状态的YQM比特。如果该差值 小于所选的QT值，那么把新状态的YQM比特设置成“坏”或“1”。 在任何速率假设的译码操作开始时，用“好”YQM比特(“0”)对零维 特比篱笆状态作标记，用“坏”YQM比特对所有其它的篱笆状态作 标记。在速率假设的译码过程结束时，根据存储在寄存器93内，并从 ACS逻辑106(图9)输出的最后的零状态的YQM比特用“好”或 “坏”对帧作标记。因为每个声码器帧完成时都带有八个零 (00000000)，所以译码器知道帧的正确的最后状态为零状态。
反向链接逻辑120包含64个字的路径存储器126，每个字有 256个判决比特。在每四个计算周期期间，读取路径存储器126二 次，然后写一次。因此，在每个处理周期期间，反向链接逻辑120能把 256比特写入到一个路径存储器字内，并从64个这种路径存储器字 的每个字读取一个比特。反向链接逻辑120包括多路复用器128、地 址产生器130和多个数据锁存器132。地址产生器130确定写入字 的地址，一个处理周期的第一次反向链读取在前一写字操作时开始。
反向链接处理是由按自确定序列写和读路径存储器126来完成 的。对总线118上的最近的判决字，把读地址的八个LSB与总线122 上的最佳状态一起启动。对于最后的字(因为最佳状态的输入强制为 零)和每个块周期的开头八个字(因为判决和最佳状态输入在那里强 制为零)，该比特地址为零。把对每个被读取字存储在位地址处的判 决移到作为下一个读字操作中的位地址的LSB的读地址内。把形成 进入判决字的比特地址的读地址的八个LSB循环一位，把MSB(第 八位地址)移入LSB的位置。这一循环补偿了由ACS对108作的判 决排序。在每次从路径存储器26内的最新的到最老的判决字读至反 向链接部件之后，地址产生器130减小字地址。第63次读取操作时 的判决比特是内部比特线134上输出到输出数据锁存器132的位。 通过432个处理周期来处理每个帧，包括192个全数据速率周期，96 个半数据速率周期，48个四分之一数据速率周期和24个八分之一 数据速率周期。
在分组和连续两种模式中，除了上述的最佳状态控制之外，反 向链接操作完成相同的功能。线134上的输出比特由rdata线56上 的反向链接逻辑120来计时…[如前]。
符号差错率(SER)逻辑94对rdata线56上的输出数据流进行 再编码，并把重新产生的码符号与SVD20在译码输入线34上接收 到的码符号比较。SYMSTB线80上的选通信号把总线92上的每个 符号量度的符号比特r3计时入先进先出存储器(FIFO)136内，它补 偿VD50内的线路和反向链接延时。在每帧开始准备把线56上的每 位的计时入编码器138内的9比特移比特寄器时将编码器138和差 错计数器140复位。在8比特差错计数器140内对未比较的码符号 的数目进行计数，该计数器的饱和值为255。把计数器140的输出在 SERROR总线96上提供给OB54，在那里它被移位和锁存入合适的 寄存器内。
当定时控制逻辑104在INBUFERDY线66上接收到信号时， 逻辑104使VD50开始工作，然后使VD50其它部件之间的定时相 协调。逻辑104在SYMSTB线80上产生两个选通信号(对于速率 1/3，为三个选通信号)，以把数据通过SMT88计时入分支量度逻辑 90和SER逻辑94内。在每个计算周期期间，VD50与ACS对108 一起处理hyp总线102上对一个假设的当前原始的数据位符号。处 理周期包括处理每种ACS状态的每个位符号的128个计算周期。因 为本实施例的卷积编码器的约束长度为9，每个原始的数据位符号 (在每个篱笆列内)有29-1＝256种状态。定时控制逻辑104内的状 态序列计数器对256状态进行计数(每个计算周期2种)，使计数值 出现在STATESEQ总线142上。定时控制逻辑104内的其它部件 对状态寄存器的内容进行编码，在hyp总线102上产生假设。其它的 控制信号提供在ACSSTATE总线144上，以(a)使ACS处理空转 和使逻辑106空闲，(b)在第一处理周期期间使输入到ACS对108 的状态量度为零，(c)在每个处理周期的结尾处作标志以能储存最佳 状态，(d)为每个计算周期启动判决锁存器116。
定时控制逻辑104确定路径存储器126的读和写地址，并把它 们分别提供在地址总线146和148上。每次写操作时，逻辑104内的 11比特计数器(未示出)加1，以在总线118上产生每个判决字节的 写地址。在一处理周期期间，每四个计算周期发生在总线118上进行 写判决字节的32个操作中的一个操作。由产生读选通信号和在写选 通之间两次减小地址的同一个逻辑在总线146上产生读地址的6个 MSB。根据逻辑104内的定时关系，产生使读地址的LSB在总线 146上装载、移位和变零所需要的控制信号。该定时关系还确定 RSTB线150上的RSTB选通信号，以使反向链接逻辑120和SER 逻辑94的工作相协调。定时和控制逻辑104还产生将SER94内的 计数器140复位和启动的定时信号。 本发明的输出缓冲器(OB)
图10示出了输出缓冲器(OB)54的功能方框图。在转换器逻辑 152内把rdata总线56上译码后的数据转换成字节，并把它们存储 在缓冲器154内。转换器152还以通用的方式检查分组CRC码。在 通过INTD线156向微处理器接口58开始发出中断约10毫秒后能 在DECDATA总线60上得到至微处理器接口58的分组和分组的 状态字节。把CRC对分组的检查结果存储在状态寄存器(未图示) 内。转换器152所用的CRC多项式取决于分组的大小，具体如下：
分组大小  CRCg(x)
24比特    无
48比特     无
96比特     CRC x8+x7+x4+x3+x+1
192比特    CRC x12+x11+10+x9+x8+x4+x
           +1
所用的CRC的形式为g(x)＝p(x)*(x+1)，把已知的较好的 原始多项式2118(8916)和5361(AF116)用于p(x)。
在现在技术中CRC检查所用的转换器152内的逻辑是众所周 知的，它由移位寄存器组成，该移位寄存器是根据CRC多项式抽头 的，带有通过一异或(XOR)门累加的抽头输出端。
当在分组模式中对帧处理了四次或者在连续模式中对帧处理了 一次，而且四种速率的数据都已写入到OB54内时，把线156上的中 断设置成真(1)。SVD20按序通过每个分组模式帧的相同的432个 处理周期序列，而与实际的数据速率或分组大小无关。因此，线156 上的中断发生在相对于线64上的输入码符号选通信号(图7)固定 的延时上。在连续模式中，固定的延时与实际分组的大小有关。在七 个内部CHIPX8时钟周期之后，自动地把线156上的INTD中断复 位。微处理器(未图示)能用这中断信号(或帧定时)来指示什么时候 它应当读取输出数据。缓冲器154对于全部分组来说，含有足够的存 储空间，因而，允许通过微处理器接口58(图5)读取的输出数据的帧 时间小于处理时间，约为10毫秒。在分组模式时，每个分组的最后八 比特为零，因为SVD20工作在子帧模式时假设对发送编码器进行预 置，并清洗至零状态。在每次读操作之后，用缓冲器154来的下一个 字节来自动地更新缓冲器154内的DECDATA寄存器(未图示)。数 据是预取的，以使微处理器等待下一字节的时间最少，但预取仍需要 至少四个内部CHIPX8时钟周期。如果微处理器能比每四个内部 XHIPX8时钟周期快一倍地读OB54，那么，微处理器必须测试BY- TERDY总线158上的BYTERDY信号，以保证同一输出字不能两 次被读到。微处理器能用包括在输出数据内的质量信息(“差错量 度”)，以上面引用的Butler等人的专利申请的方法从OB54中可获 得的四个分组来选择最佳分组。
转换器152每8个处理周期向缓冲器154提供一个数据字节。 在下一处理周期开始时把数据经内部总线160传送给缓冲器154。 当在线56上接收到数据的每位时，把数据计时入转换器152内的 CRC产生器(未图示)内。在每个分组开始时把CRC产生器复位到 全1。在96和192比特分组的结束处，检查CRC的余数，如果余数 为全零，则设置STATUS寄存器(未图示)内的CRC位。在发送 INTD线156上的中断之前，在每次读操作之后，预取读数据。当在 线156上发送INTD中断时，把读地址指针设置到零地址。在每次读 操作之后，把线158上的BYTERDY信号设置成零并保持，一直到 有新的数据字节被锁存到缓冲器154内的DECDATA寄存器(未图 示)内。OB54还包含测试逻辑，可以对固有的功能进行自测试。 本发明的控制器和处理器接口部件
参见图5，控制器62为SVD20提供定时和控制选通信号。 SVD20以内部CHIPX8时钟速率运行，控制器62根据该内部时钟 速率提供一串选通信号和启动信号。这些控制信号能通过用于测试 目的的复位操作来进行初始准备，但在正常操作时，它们响应于总线 68上的DECMODE信号按序通过一组固定的操作，然后返回到空 闲状态。每次在线70(图7)上出现译码器同步选通信号之后，控制信 号序列再次开始。指示有效的反向链接数据的链接有效信号工作，在 线150启动RSTB选通信号，它使数据开始传送给OB54。控制器62 和微处理器接口58包含固有的操作所必需的微处理器控制寄存器， 包括引脚控制和复位寄存器。在这两个部件中还包括有专门的自测 试逻辑。
上述描述的SVD20的每个部件的内部模块可以用该技术领域 中已知的实用的方式来实现，但最好实现成单片式集成电路芯片。
虽然本描述中的讲授、举例和实施都假设为串行处理来实现所 希望的目的，但对于本技术领域的熟练人员来说很显然，译码器逻辑 可以重现为多路并行译码器，它同时工作以提供如传输系统内的数 据速率一样多的输出。
本发明还可以变化，例如对如系统要求一样多的数据速率使用 循环冗余编码。
显然，对于本技术领域的普通人员来说通过这些讲述，能容易地 得出本发明的其它实施例和变化。因此，本发明应仅受下面的权利要 求书所限制，它包括了所有的结合上面的说明和附图所考虑的这些 实施例和变化。
本申请的主题涉及Butler等人于1993年6月18日申请、申 请号为08/079196、名称为“在通信接收机中确定传输的可变速率 数据的数据率的方法和装置”的待批专利申请，该专利申请已转 让给本申请的受让者。把该相关的申请通过援引全部包括在此。