信息解码的方法和装置

本发明涉及到从信息源输出的、编码的和经过带有干扰的 传输信道传输的信息的解码方法和装置。

源信号如语言信号或视频信号通常包括统计的冗余。通过 源编码可以减少这些冗余，这样就使源信号的有效传输或者存储 成为可能。为了避免接收方的信道干扰已知，通过信道编码插入 发送方有目的的冗余。

由于对于源信号或编码方法复杂性限制的不完全知识一般 来说只能部分最佳地实现源编码，也就是说在被压缩的数据中还 存在某些冗余。将这些剩余冗余可以作为前面的/后面的信息利 用在所谓的源控制的或共同的源编码和信道编码中，以便修正其 他的比特误差。其中不仅通过被传输的信息而且通过一些加权的 源比特的或然率数值上面的前面的/后面的信息控制信道解码器 的解码过程。为了估算前面的/后面的信息例如人们可以使用在 Kalman-滤波器基础上的一种方法。

当然从中得出使用这些剩余冗余，即前面的/后面的信息在 信道编码时可以导致源控制的信道解码中的解码误差。如果准备 传输的一个比特位的数值与关于这个比特位数值的统计的前面的 /后面的信息有偏差时，则考虑到前面的/后面的信息将导致解码 变坏。

因此以下任务以本发明为基础，在考虑到信息源上面的统 计信息情况下具有满意解码结果的信息解码成为可能。

此任务是通过独立的权利要求特征解决的。有益的和符合 要求的扩展结构是从从属权利要求中得出的。

本发明以以下原理为基础，为了源控制信道解码将源统计 上面的前面的或后面的信息的影响依赖于解码的可靠性进行改 善。

为了决策属于一个比特位的数值除了被传输的信息之外考 虑到在信息源上面的统计信息，其中将在信息源上面的统计信息 对决策的影响依赖于解码的可靠性进行改善。

例如可以求出代表解码可靠性的数值，用这个数值将在信 息源上面的统计信息加权，特别是相乘。

从而有可能，根据现实的解码可靠性排除信息源上面的统 计信息对决策属于一个比特位上面的数值的大或小的影响。

本发明的扩展结构考虑了，解码特别是信道解码具有表示 解码可靠性特性的软输出。软输出的数值于是可以直接或间接改 善信息源上面的统计信息对解码的影响。对于专家这些软输出解 码方法是已知的，例如软输出Viterbi算法或软输出最大似然性 解码方法。

为了解码还可以进行多个连续解码步骤。因此本发明另外 的实施结构考虑了，不考虑在信息源上面的统计信息进行第一个 解码步骤，考虑在信息源上面的统计信息情况下进行第二个解码 步骤，和将信息源上面的统计信息对解码的影响依赖于第一个解 码步骤中的解码可靠性进行改善。

其中第一个解码步骤与第二个解码步骤有可能涉及到同一 个比特位，或第一个解码步骤涉及到第一个比特位，和例如第二 个解码步骤涉及到后面的帧上的第二个比特位。特别是在交互式 解码方法中通过引进例如增强-解码，如复杂仿真显示出，这导 致好的解码结果，不需要显著提高解码的计算费用。

最后本发明的扩展结构考虑了，在信息源上面的统计信息 对解码的影响在相对小的解码可靠性时是相对大的，相反在相对 大的解码可靠性时是相对小的。

下面借助于附图详细叙述本发明的实施例。附图表示：

附图1数据传输链的框图，

附图2准备传输的两个数据帧。

附图1表示了具有数据传输重要功能单元的框图。在其中 还叙述帧k的传输，此时将自然数上采用的注脚k为了比较清晰 起见在附图和后面的叙述中不作为参考，如果为了理解实施例不 要求这个时。对于本发明用帧上的传输不是必要的先决条件。下 面借助于附图2叙述帧k的结构。

在发送机8上通过信息源1产生的源符号序列{q1′}是由源 符号q1′构成的，这个源符号依赖于准备发送的信息例如有数值 “+1”或“-1”。注脚1′对于用帧k传输的源符号q1′是从0至 L′-1，其中L′是每个帧k的源符号q1′的数目。将源符号序列{q1′} 通过例如GSM全比率语言编码器的源编码器2进行压缩。其中将 源编码序列{u1}由源编码符号u1产生。源编码符号u1有数值“+ 1”或“-1”。注脚1在一个帧内从0至L-1，其中L是一个帧 内的源编码符号u1的数目。其中一般来说L′大于L。

将源编码序列{u1}然后在一个信道编码器3中对于信道干扰 进行编码，其中例如使用卷集编码。此时产生由编码字x1构成的 信道编码序列{x1，n}。在编码字x1内将比特位通过注脚n进行标 记，注脚在一个编码字x1内是从0至N-1，其中N是一个编码字 x1内的比特位的数目。编码字x1的比特位x1，n又有或者数字数值 “+1”或“-1”。将信道编码序列{x1，n}在没有表示的调制器中 继续处理和随后经过一个传输路段4进行传输。传输路段是一个 无线信道或一个传输电缆或还可以是一个存储介质，从中可以读 出数据。当通过无线信道传输时出现例如通过衰减系数ak，标志 的衰减和通过噪声系数N0标志的噪声干扰。

传输路段4位于发送机8和一个接收机9之间。必要时接 收机9包括没有表示的用于接收经过传输路段4传输的信号的天 线，包括一个扫描装置，包括一个信号解调器和用于减少相互之 间干扰的校正器。同样由于简化原因在附图1上没有表示这些装 置。校正器输出接收序列{y1，n}的一个接收值y1，n。由于在经过传 输路段4传输时的干扰接收值y1，n可以有与“+1”和“-1”有 偏差的数值例如“+0.2”或“-3.7”。

在信道解码器5中继续处理接收值y1，n。为了计算接收值y1，n 也可以使用最大的后面的或然率算法或最大的似然性算法。其中 将经过传输路段传输的数据序列与参考序列s进行比较，和确定 参考序列s，这个参考序列以最大的或然率属于被发送的数据序 列。最大的后面的或然率意味着，选择参考序列s，对于这个参考 序列或然率P(s|y)变成最大的，其中y是被接收的数据序列。最 大的似然性意味着，选择参考序列s，对于这个参考序列或然率 P(y|s)变成最大的。例如最大的似然性解码可以通过原本已知 的菲特比算法实现。将信道编码器3进行的卷集编码可以这样在 信道解码器5中重新反过来，此时应该修正传输误差。

通过例如可以由数字信号处理器构成的处理器装置，信道 解码器5由源编码的或者由信道解码的接收符号1产生一个被接 收的源编码系列{1}。被监视的可靠性值L*(k-1，1)属于每个 源编码的接收符号k-1，1，这个可靠性值是信道解码器5的一个 所谓的软输出。这个可靠性值L*(k-1，1)是可靠性的一个尺度，用 这个可以将源编码的接收符号1通过信道解码器5确定。

通常对于具有元素{+1；-1}的二进制随机变量可以按照 下面来定义对数的或然率比例L或L*。 $L\left(u_1\right)=\log \frac{P(u_1=+1)}{P(u_1=-1)}=\log \frac{1-p}{p}---\left(0\right).$ P(u1＝-1)＝p是u1数值为“-1”的或然率。P(u1＝+1)＝1-p 相反是u1数值为“+1”的或然率。缩写“log”代表自然对数。 这个数值也被称为软数值或软输出值。其中可以涉及到被估算的 数值L，这个数值确定前面的或后面的信息和描述信息源上面的 统计信息，或可以涉及到被监视的数值L*，这个数值描述被进行 的解码步骤的可靠性。

根据定义(0)在信息源上面的统计信息L或被监视的可靠 性值L*是通过[-∞，+∞]范围的一个实数标志的。人们借助于数 值L(u1)“+1”或“-1”进行分类，于是符号sign(L(u1))说明 了所谓的硬决策和数值|L(u1)|说明了被估算的前面的或后面的信 息或决策的可靠性。

将被源编码的接收符号k-1，1和/或被监视的可靠性值L* (k-1，1)输入给一个源解码器6，这个源解码器将被源编码的接 收符号1解压缩，在其中由被接收的源符号 产生源符号序列

例如在卷集解码时使用已知的菲特比算法。为了进行菲特 比算法必要时也将信道状态信息CSI Lc1，n输入给信道解码器5。 在信道解码器5中进行菲特比算法时可以在涉及到信息源SAI上 面的统计信息情况下按照以下公式计算比特位1的路径m的一个 所谓的节拍M1(m)： $M_l^{\left(m\right)}={M_{l-1}}^{\left(m\right)}+\underset{n=0}{\overset{N-1}{\Sigma }}{{\hat{x}}_{l,n}}^{\left(m\right)}{\mathrm{Lc}}_{l,n}{y}_{l,n}+{{\hat{u}}_l}^{\left(m\right)}L\left(u_{k,l}\right)---\left(1\right),$ 其中M1-1(m)是路径m的老的节拍，也就是说对于比特位1-1， 是属于路径m的比特和是属于比特位1的编码字的，1(m)是属于 编码字 的被解码的符号的和L(uk，1)是信息源上面的统计信息， 这些是源编码符号u1等于“-1”时的或然率的一个尺度。

关于信息源SAI的统计信息，这些特别是可以由L(uk，1)构 成的，根据实施结构变型可以在进行解码之前例如由发送方求出 “前面的”和传送给接收机和进行存储或在解码之后或解码时求 出“后面的”。例如这种方法是从公开号码WO98/59423的公开文 献，特别是由附图3和4的说明中知道的。

可以隐含地确定信道状态信息CSI＝Lc1，n，如果求出一个所 谓的信道软输出，这个信道软输出相当于信道状态信息CSI＝Lc1，n 和各个接收值y1，n的乘积。对于信道软输出的关系为：

Lcy＝L(x/y)-L(x)                                     (2)， 其中L(x/y)说明，如果计数值y已经被接收，在编码字的各个比 特位上数值x用哪个或然率出现，和L(x)说明，可以如何可靠 地确定数值x。对于一个所谓的高斯/衰减信道为LC＝4aEs/No，其 中a是衰减系数和Es/No是信噪比。

附图2表示了由源编码符号u1构成的两个帧，即现实的帧k 和前面的帧k-1。L源编码接收符号u1属于每个帧k，k-1，则注脚 1为从0至L-1。在被确定的源编码符号，例如符号uk，1和uk-1，1 连续的帧k-1，k之间常常存在一个明显的相关。可以利用这个相 关，以便求出信息源L(uk，1)上面的“后面的”统计信息。

如果计算出属于接收符号k-1，1状态的节拍增量M1(m)，则按 照公式(1)考虑到信息源L(uk-1，1)上面的各个统计信息。在这 个时间点上还不知道可靠性值L*(k-1，1)。如果随后计算出属于接 收符号k，1状态的节拍M1(m)，则从这个时间点已知的可靠性值 L*(k-1，1)可以借助于一个Kalman-滤波器计算出信息源L(uk，1) 上面的“后面的”统计信息。

现在人们从一种情况出发，在这种情况时在连续帧的一个帧 内的同一个比特位几乎始终具有数值+1，和人们确定在帧k上 由已经被解码的比特构成的对于uk，1的前面的信息在前面帧的同 一个比特位上，则被估算的前面的信息L(uk，1)＞0，也就是说uk，1 具有比-1大的或然率+1。但是如果现在被发送的这个比特位的 数值为-1时，则考虑到将这个前面的信息用于uk，1的解码对于 解码结果有一个负面的影响。

因此按照本发明的实施变型通过表示解码可靠性特性的一个 数值将这个前面的信息进行改善。例如则可以在公式1中将前面 的信息L(uk，1)用(1-|m′(k)|)L(uk，1)代替，其中 $m^{\prime }\left({\hat{u}}_{k,l}\right)=\tanh \frac{\mathrm{\lambda L}*\left({\hat{u}}_{k,l}\right)}{2}$ m′是一个软输出值，这个软输出值是与前面解码步骤中的比特位 K-1，1的无向量的被监视的可靠性值λL*(k，1)有关的(λ＞0是一 个无向量值)。例如可以将λL*(k，1)通过一个软输出菲特比算法 或一个MAP(最大的后面的或然率)确定。在其中确定 $1-\left|m^{\prime }\left({\hat{u}}_{k,l}\right)\right|=\frac{2}{1+e^{\lambda /L*\left({\hat{u}}_{k,j}\right)}}$ 前面的解码步骤的不可靠性。前面的信息则有一个大的影响，如 果前面的解码步骤相对不可靠时为(|m′(k-1，1)|＜＜1)。

其中m′与解码可靠性有关。此时可以在现实的解码步骤前面 的解码步骤中确定解码可靠性。根据实施变型此时前面的解码步 骤可以涉及到同一个帧的同一个比特位，同一个帧的前面的比特 位，前面的帧的前面的比特位，或前面的帧的同一个比特位-表 示在附图2上。在本发明的一个实施结构形式中考虑到，不进行 第二个解码步骤，如果在第一个解码步骤中的解码可靠性超过一 个预先规定的阈值时，例如|L*|大于一个预先规定的阈值时。这 有可能减少解码费用。

由于可靠性信息的现实性提供了解码特别是然后好的解码结 果，-与附图2表示的不同-如果在第二个解码步骤中如在第一 个解码步骤中一样将同一个帧的同一个比特位解码，然而在上述 充分利用从第一个解码步骤中求出的解码可靠性的情况时。此时 则对于一个比特位进行两个或在实施变型中甚至更多的解码步 骤。

特别是为了确定解码可靠性可以使用一个软输出值。然而本 发明不仅限于此；将解码可靠性还可以更多地通过专家已知的另 外的量进行描述，例如语言帧误差检测率，将这个在源解码器中 确定。在第一个解码步骤中不是考虑到将前面的信息用于解码。 在第二个解码步骤中考虑到将前面的信息用于解码，当然依赖于 第一个解码步骤的可靠性进行改善。

本发明的实施变型考虑了，也已经在第一个解码步骤中考虑 到将前面的信息用于解码。

在上述例子中首先与信道解码有联系地叙述本发明。但是本 发明绝不仅限于此。更多地处于专家涉及的范围，还与另外的解 码方式有联系地使用本发明。这样例如同样通过本发明可以改善 一个校正器，例如在使用菲特比算法作为比率-1编码的信道解 码器可以监视这个校正器时。同样可以考虑到将本发明用于特别 是被编码的调制信号的解调制上。